Распределение меток и механизм Label Block
Помните фразу "Хочешь накормить человека один раз — дай ему рыбу. Хочешь накормить его на всю жизнь — дай ему удочку"? Для выделения меток в VPLS Kompella mode используется механизм блоков меток. Один PE другому не сообщает точное значение — он даёт ему информацию для её вычисления.
Я по себе я знаю, что пытаться понять что-то пока ты не знаешь, зачем оно нужно — путь к несварению и трата лишнего времени. В конце этой главы я расскажу, зачем нужна такая странная схема, а пока вы разбираетесь, просто поверьте мне и Кирити Компелле — нужна.
Есть мнение, что видео перед текстом помогает лучше разобраться.
Если не вдаваться в конфигурацию, то выглядит это так:
В каждом VSI настраивается RD и RT — их функции ровно те же самые, что в L3VPN. На CSR1000V это происходит автоматически, не требуя ручной настройки.
RD позволяет разделять информацию разных VSI при передаче.
RT позволяет маршрутизатору-получателю определить, в какой VSI нужно эту информацию транслировать.
RD и RT позже будут передаваться в сообщении BGP Update.
В секции BGP настраивается новая адрес-фэмили L2VPN VPLS, внутри которой поднимается соседство со всеми PE.
Вообще-то нужно создать полносвязную топологию соседства. Но мы же помним, что механизм Route-Reflector'ов позволяет обойти это требований, установив соседство только с одним RR (или несколькими в случае кластера RR)?
Под каждый VSI PE-маршрутизатор выделяет блок из пространства меток. И вот тут-то и начинается интересное. В BGP Update от локального PE удалённому передаётся следующая информация:
RD
RT
Порядковый номер узла в VPLS-домене.
Блок меток MPLS
VE ID
VE Block Offset
VE Block Size
Label Base
Напомню, что VE — VPLS Edge — граница сети VPLS — PE-маршрутизатор на котором запущен VPLS.
Прежде чем я ударюсь во все тяжкие про формулы и значения, я считаю себя обязанным объяснить на пальцах в общем как это работает, потому что потратил кучу времени и нервов, чтобы разобраться.
Я искренне верю, что RFC является источником безусловной ясности, но порою в том же виде, в каком им является формула эквивалентности массы и энергии для Ньютона.
Когда на PE приходит L2VPN кадр со стороны MPLS сети, нужно точно знать, от какого он соседа — это нужно, чтобы изучить MAC-адрес, поэтому как и в случае с режимом Martini основная идея заключается в том, что PE каждому соседу в конкретном VSI должен сообщить уникальную метку, чтобы видеть, от кого пришёл кадр.
Пусть R1 за главного. 0. В Kompella mode R1 не передаёт метку в явном виде своим соседям R2 и R3. 1. Вместо этого он им сообщает из какого диапазона нужно метки выбирать, чтобы идентифицировать данный VC. 2. У каждого РЕ есть свой порядковый номер n в VPLS-домене. Зная свой номер и диапазон меток, соседи вычисляют исходящую сервисную метку: отсчитывают n-ую по счёту с начала. То есть R2 взял вторую (2), а R3 — третью (3). 3. R2 и R3 сообщают свои номера R1, и он тоже вычисляет, какая входящая сервисная метка будет от R2, какая от R3, отсчитывая от начала диапазона 2 и 3. 4. Аналогично свои собственные диапазоны определяют R2 и R3 и сообщают их друг другу и R1. И цикл вычислений повторяется. 5. В конце концов все будут знать и исходящие метки для данного VPLS и входящие.
Теперь вторая итерация: поглубже копнём, какой матан лежит под этой простой идеей.
VE ID настраивается вручную — это идентификатор PE-маршрутизатора в домене VPLS (его порядковый номер). Должен быть уникален в пределах одного VSI. LB — Label Base — это начало диапазона, первая метка, которая может быть использована. VBS — VE Block Size — это длина блока меток — или проще, минимальное количество меток в этом VSI. Для Cisco по умолчанию это 10. Для Juniper — 8 (может быть уменьшен до 2 или увеличен).
Вот как будет выглядеть набор меток: {LB, LB+1, .., LB+VBS-1}.
На этой анимации показан процесс распределения меток на PE1: Если PEX хочет отправлять трафик на PE1, он должен использовать соответствующую метку X.
То есть имеем строгое соответствие: узлу с VE ID (VBO+n) соответствует метка (LB+n).
Третья итерация — на реальном примере.
Возьмём клиента с десятью сайтами. VBS у нас стандартный — 10. VE-ID соответствуют номеру маршрутизатора: PE1 — 101, PE2-102,… PE 10 — 110. Рассмотрим как будут взаимодействовать PE1 и PE5.
1. PE1 выбирает в качестве Label Base 1000 — то есть 1000-1009 — это блок меток, из которого его соседи смогут взять себе по одной. 2. PE1 вычисляет VBO. VBO=ЦЕЛОЕ(101/10)*10=100. 3. PE1 передаёт собирает все данные в BGP Update всем своим соседям: LB: 1000, VBS:10, VBO:100, VE-ID:101. Ну и всякие RD, RT, которые нам сейчас не интересны. Сам PE1 пока никаких меток не считает — он ждёт Update от соседей. 4. BGP Update от PE1 достигает PE5. Его VE-ID: 105. И сейчас ему нужно вычислить исходящую метку для данного VSI (чей RT указан так же в BGP Update)в сторону PE1. 5. Первое, что делает PE5 — проверяет, а умещается ли он в блок, анонсированный PE1. Вот здесь и понадобится VBO. Должно выполниться неравенство VBO ≤ PE5 VE-ID ≤ VBO+VBS-1. И оно выполняется 100≤105≤109. Поясню. PE1 вычислил, что его ID в диапазоне 100-109 (со смещением 100 и длиной 10) — соответственно все узлы с VE ID из этого набора будут выбирать метку из первого блока. 6. Итак PE5 в пределах анонсируемого диапазона, поэтому он может идти дальше и вычислить свою исходящую метку по формуле (PE1 LB + PE5 VE-ID — VBO) = (1000 + 105 — 100) = 1005. Ещё раз вся эта арифметика, означает, что от LB нужно отсчитать столько меток, каким по счёту идёт VE-ID от VBO. Значит, PE5, чтобы отправить L2 кадр данного VSI на PE1 вставит в MPLS-заголовок VPN-метку 1005. PE1 пока не знает, про метку 1005 — ему предстоит её вычислить, как это сделал PE5. А для этого нужно узнать его VE ID. 7. Теперь PE5 тоже должен отправить BGP Update всем соседям (технически, не надо дожидаться 7 шага — такую последовательность я взял для примера. PE5 отправляет свой BGP Update как только всё было настроено).
а. Выбрал LB, например, 5000.
б. Вычислил VBO = RND(105/10)*10=100.
в. Скомпоновал BGP Update. LB: 5000, VBS:10, VBO:100, VE-ID: 105.
г. Отправил его всем PE.
8. Когда PE1 узнал VE-ID соседа (из BGP Update), он может посчитать входящую метку для данного соседа и VSI. И он делает то же самое:
а. Проверяет неравенство по полученным VBO И VBS: VBO ≤ PE1 VE-ID ≤ VBO+VBS. 100≤101≤109. Отлично.
б. Вычисляет входящую метку: (PE1 LB + PE5 VE-ID — VBO) = (1000 + 105 — 100) = 1005 — то же самое число, что посчитал и PE5 для исходящей метки. То есть когда PE1 получит кадр с меткой VPN 1005, он будет знать сразу и то, какому VPN он предназначен и от какого соседа пришёл, то есть как изучить его MAC, если необходимо.
9. Но это ещё не всё. PE1 должен теперь вычислить и исходящую метку к PE5. И все данные у него для этого имеются. (PE5 LB + PE1 VE-ID — VBO) = (5000 + 101 — 100) = 5001. То есть PE1 при отправке кадров в этот VSI к PE5 вставит в них VPN-метку 5001. 10. PE5 вычисляет входящую: (PE5 LB + PE1 VE-ID — VBO) = (5000 + 101 — 100) = 5001.
Вот это я называю взаимовыручкой!
Интересна судьба PE10, которая окажет своё влияние на жизни всех других PE. Дело в том, что он не укладывается в блок 100-109 со своим VE ID 110. Его VBO будет 110=ЦЕЛОЕ(110/10)*10. А в качестве LB он выбрал 10000. Когда PE10 пришлёт результаты своих калькуляций PE5, неравенство не выполнится: 110 ≤ 105 ≤ 119. В этом случае запускается процесс выделения нового блока. 1. PE5 выбирает новый LB 5030, VBS уже выбран PE10 — 10. 2. Имея уже данные от PE10,
А. PE5 вычисляет исходящую метку к PE10: (PE10 LB + PE5 VE-ID — PE5 VBO) = (10000 + 105 — 100) = 10005. Обратите внимание, что отнимается локальный VBO.
Б. Вычисляет входящую метку от PE10: (PE5 New LB + PE10 VE-ID — PE10 VBO) = (5030 + 110 — 110) = 5030. Используется новый LB и VBO PE10.
3. PE5 высылает PE10 новый BGP Update, анонсируя уже два префикса: первый — старый, а второй — LB: 5030, VE ID: 105, VBS:10, VBO:110. 4. VE-ID PE10 в этот раз входит в новый диапазон 110-119,
А. поэтому он может вычислить исходящую метку: (PE5 LB + PE10 VE-ID — PE10 VBO) = (5030 + 110 — 110) = 5030. То есть PE10 при отправке кадра этого VSI на PE5 должен вставить VPN-метку 5030.
Б. Может он вычислить и входящую от PE5: (PE10 LB + PE5 VE-ID — PE5 VBO) = (10000 + 105- 100) = 10005. Здесь он использует тот VBO, в который входит PE5, а не PE10.
5. Каждый PE должен будет выделить по второму блоку меток, чтобы общаться с PE10. Вычисления продолжаются.
И в этот момент должно стать жутко. Во-первых мы только что потеряли 10 меток на КАЖДОМ PE (9 не использовано из второго блока и одна метка из первого — которая для самого этого PE). Во-вторых, от того, как мы назначим VE-ID, зависит, насколько рационально будут использованы метки. В-третьих, мы должны своими собственными руками настроить VE-ID и VE-range! Вот этими вот руками, которыми мы MPLS поднимали в пару команд!
Должны быть очень веские доводы, почему протокол реализован именно так, а не по аналогии с LDP или MBGP для L3VPN.
Using a distinct BGP Update message to send a demultiplexor to each remote PE would require the originating PE to send N such messages for N remote PEs. The solution described in this document allows a PE to send a single (common) Update message that contains demultiplexors for all the remote PEs, instead of N individual messages. Doing this reduces the control plane load both on the originating PE as well as on the BGP Route Reflectors that may be involved in distributing this Update to other PEs.
Не очень понятно, какие там нагрузки на Control Plane.
Как это водится в СДСМ, дальше вы читаете эксклюзив. Причём на этот раз, вероятно, не только рунетовского уровня, но и вообще во всём Интернете я не нашёл адекватного пояснения, зачем эта система блоков была изобретена. Не смейтесь сильно, но я даже писал Компелле, когда ни один из окружающих меня CCIE не ответил на этот вопрос.
Всё это из-за столь желанной функции Auto-discovery (про которую уже было выше) и специфики L2, а именно изучения MAC-адресов. И всё будет понятнее в сравнении с L3VPN, где про назначения блока меток никто даже не думал.
Итак, как работает Auto-Discovery в L3VPN? Некоторый PE страждет рассказать всему миру о двух вещах — во-первых, о том, какие префиксы он знает, во-вторых о том, кому они предназначены. И он хочет рассказать об этом всем сразу без разбора — все, кто являются его MBGP соседями получат его Update, а по RT поймут, интересны ли им эти анонсы. На нет — и суда нет — отбросят. А если интересны, то в свою таблицу маршрутизации VPN занесут полученный префикс и его VPN-метку.
Всё то же самое верно и для L2VPN. За исключением одного: изучения MAC-адресов. BGP в L3VPN сообщает всем одну и ту же метку — ему совершенно без разницы, откуда потом придёт пакет с данными, главная его забота — передать его в правильный клиентский интерфейс. Но не таков VPLS. Чтобы в будущем отправлять данные конкретному соседу, нужно сначала изучить MAC-адреса клиента, подключенного к этому соседу. И сделать это можно только, если от разных соседей приходят кадры с разными метками. И здесь-то и кроется дьявол. В BGP Auto-Discovery происходит в тот же момент, что и анонс префикса. И, во-первых, совершенно не в духе BGP будет, если сначала отсылать пустой Update с целью поиска всех участников VPLS-домена, а потом отдельно то же самое, но с конкретными метками каждому из них. И даже, если вы приемлете «во-первых» (Фуфуфу), появляется, «во-вторых». Во-вторых, анонс конкретных меток найденным соседям. Хорошо, когда нет RR, и один PE может отправить другому Update адресно. Тогда каждый PE получит только своё сообщение и только свою метку. Но реальность такова, что RR стали её (реальности) частью и, имея соседство только с RR, PE шлёт Update ему, а тот рассылает всем своим клиентам. А если PE шлёт несколько Update'ов, то все они разлетятся по всем. Получается, что каждый его сосед получит не только свою метку, но и все остальные, которые ему даром не сдались. Просто представьте себе дамп в котором вы видите сотню Update'ов для левых устройств.
И вот тут механизм автоматического вычисления меток выходит на первый план, как весьма элегантное решение этой проблемы. Здесь стоит отдать должное гибкости мысли Кирити Компеллы.
Label blocks and label values are managed by the PEs. As sites get added and removed, labels are allocated and released. The easiest way to manage these is to use fixed-size label blocks rather than variable-size blocks, although the signaling described here supports either. If an implementation uses fixed-size blocks, then allocating a label for a new site may requiring allocating a new block; similarly, freeing a label may require freeing a block. If the implementation requires fixed-size blocks, there is probably a default block size, but the implementation SHOULD allow the administrator to choose a size. Larger label block sizes mean more potential «wasted» labels but less signaling overhead, a trade-off that the administrator might want to control.
Last updated
