Протоколы Internet
Протокол передачи команд и сообщений об ошибках (ICMP)
4.4.4 Протокол передачи команд и сообщений об ошибках (ICMP)
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
передачу отклика на пакет или эхо на отклик;
контроль времени жизни дейтограмм в системе;
реализует переадресацию пакета;
выдает сообщения о недостижимости адресата или о некорректности параметров;
формирует и пересылает временные метки;
выдает запросы и отклики для адресных масок и другой информации.
ICMP-сообщения об ошибках никогда не выдаются в ответ на:
icmp-сообщение об ошибке.
При мультикастинг или широковещательной адресации.
Для фрагмента дейтограммы (кроме первого).
Для дейтограмм, чей адрес отправителя является нулевым, широковещательным или мультикастинговым.
Эти правила призваны блокировать потоки дейтограмм, посылаемым в отклик на мультикастинг или широковещательные ICMP-сообщения.
ICMP-сообщения имеют свой формат, а схема их вложения аналогична UDP или TCP и представлена на рис. 4.4.4.1.
Рис. 4.4.4.1. Схема вложения ICMP-пакетов в Ethernet-кадр
Все ICMP пакеты начинаются с 8-битного поля типа ICMP и его кода (15 значений). Код уточняет функцию ICMP-сообщения. Таблица этих кодов приведена ниже (символом * помечены сообщения об ошибках, остальные – являются запросами):
Таблица 4.4.4.1. Типы и коды ICMP-сообщений.
icmp-сообщение
Рис. 4.4.4.2. Формат эхо-запроса и отклика ICMP
Поля идентификатор и номер по порядку служат для того, чтобы отправитель мог связать в пары запросы и отклики. Поле тип определяет, является ли этот пакет запросом (8) или откликом (0). Поле контрольная сумма представляет собой 16-разрядное дополнение по модулю 1 контрольной суммы всего ICMP-сообщения, начиная с поля тип. Поле данные служит для записи информации, возвращаемой отправителю. При выполнении процедуры ping эхо-запрос с временной меткой в поле данные посылается адресату. Если адресат активен, он принимает IP-пакет, меняет адрес отправителя и получателя местами и посылает его обратно. ЭВМ-отправитель, восприняв этот отклик, может сравнить временную метку, записанную им в пакет, с текущим показанием внутренних часов и определить время распространения пакета (RTT - round trip time). Размер поля данные не регламентирован и определяется предельным размером IP-пакета.
Время распространения ICMP-запроса, вообще говоря, не равно времени распространения отклика. Это связано не только с возможными изменениями в канале. В общем случае маршруты их движения могут быть различными.
Когда маршрутизатор не может доставить дейтограмму по месту назначения, он посылает отправителю сообщение "адресат не достижим" (destination unreachable). Формат такого сообщения показан ниже (на рис. 4.4.4.3).
Рис. 4.4.4.3. Формат ICMP-сообщения "адресат не достижим"
Поле код содержит целое число, проясняющее положение дел. Перечень кодов таких сообщений помещена в таблице 4.4.4.1. Поле MTU на следующем этапе характеризует максимальную длину пакетов на очередном шаге пересылки.
Так как в сообщении содержится Интернет-заголовок и первые 64-бита дейтограммы, легко понять, какой адрес оказался недостижим. Этот тип ICMP-сообщения посылается и в случае, когда дейтограмма имеет флаг DF=1 ("не фрагментировать"), а фрагментация необходима. В поле код в этом случае будет записано число 4.
Если буфер приема сообщения переполнен, ЭВМ посылает сообщение типа 4 для каждого из не записанных в буфер сообщений.
Так как собственные часы различных ЭВМ имеют свое представление о времени, протокол ICMP, среди прочего, служит для синхронизации работы различных узлов, если это требуется (запросы временных меток). Протокол синхронизации NTP (network time protocol) описан в RFC-1119.
Когда дейтограммы поступают слишком часто и принимающая сторона не справляется с этим потоком, отправителю может быть послано сообщение с требованием резко сократить информационный поток (quench-запрос), снижение потока должно продолжаться до тех пор, пока не прекратятся quench-запросы. Такое сообщение имеет формат:
Рис. 4.4.4.4. Формат icmp-запроса снижения загрузки
В Internet таблицы маршрутизации остаются без изменений достаточно долгое время, но иногда таблицы все же меняются. Если маршрутизатор обнаружит, что ЭВМ использует неоптимальный маршрут, он может послать ей ICMP-запрос переадресации. Формат такого сообщения отображен на рисунке 4.4.4.5.
Рис. 4.4.4.5. Формат ICMP-запроса переадресации
Поле Internet-адрес маршрутизатора содержит адрес маршрутизатора, который ЭВМ должна использовать, чтобы посланная дейтограмма достигла места назначения, указанного в ее заголовке. В поле internet-заголовок кроме самого заголовка лежит 64 первых бита дейтограммы, вызвавшей это сообщение. Поле код специфицирует то, как нужно интерпретировать адрес места назначения (см. табл. 4.4.4.1).
Команды переадресации маршрутизатор посылает только ЭВМ и никогда другим маршрутизаторам. Рассмотрим конкретный пример. Пусть некоторая ЭВМ на основе своей маршрутной таблицы посылает пакет маршрутизатору M1. Он, просмотрев свою маршрутную таблицу, находит, что пакет следует переслать маршрутизатору M2. Причем выясняется, что пакет из M1 в M2 следует послать через тот же интерфейс, через который он попал в M1. Это означает, что M2 доступен и непосредственно для ЭВМ-отправителя. В такой ситуации M1 посылает ICMP-запрос переадресации ЭВМ-отправителю указанного пакета с тем, чтобы она внесла соответствующие коррективы в свою маршрутную таблицу.
Маршрутная таблица может загружаться из файла, формироваться менеджером сети, но может создаваться и в результате запросов и объявлений, посылаемых маршрутизаторами. После загрузки системы маршрутизатор посылает широковещательный запрос. Один или более маршрутизаторов посылают в ответ сообщения об имеющейся маршрутной информации. Кроме того, маршрутизаторы периодически (раз в 450-600 сек.) широковещательно объявляют о своих маршрутах, что позволяет другим маршрутизаторам скорректировать свои маршрутные таблицы. В RFC-1256 описаны форматы ICMP-сообщений такого рода (см. рис. 4.4.4.6).
Рис. 4.4.4.6. Формат ICMP-сообщений об имеющихся маршрутах
Поле число адресов характеризует количество адресных записей в сообщении. Поле длина адреса содержит число 32-битных слов, необходимых для описания адреса маршрутизатора. Поле время жизни предназначено для записи продолжительности жизни объявленных маршрутов (адресов) в секундах. По умолчанию время жизни равно 30 мин. Поля уровень приоритета представляют собой меру приоритетности маршрута по отношению к другим маршрутам данной подсети. Чем больше этот код тем выше приоритет. Маршрут по умолчанию имеет уровень приоритета 0. Формат запроса маршрутной информации (8 октетов, рис. 4.4.4.7).
Рис. 4.4.4.7 Формат запроса маршрутной информации
Так как следующий прогон (hop) дейтограммы определяется на основании локальной маршрутной таблицы, ошибки в последней могут привести к зацикливанию пакетов. Для подавления таких циркуляций используется контроль по времени жизни пакета (TTL). При ликвидации пакета по истечении TTL маршрутизатор посылает отправителю сообщение "время истекло", которое имеет формат (рис. 4.4.4.8):
Рис. 4.4.4.8. Формат сообщения "время (ttl) истекло"
Значение поля код определяет природу тайм-аута (см. табл. 4.4.4.1).
Когда маршрутизатор или ЭВМ выявили какую-либо ошибку, не из числа описанных выше (например, нелегальный заголовок дейтограммы), посылается сообщение "конфликт параметров". Это может произойти при неверных параметрах опций. При этом посылается сообщение вида (рис. 4.4.4.9):
Рис. 4.4.4.9. Формат сообщения типа "конфликт параметров"
Поле указатель отмечает октет дейтограммы, который создал проблему. Код=1 используется для сообщения о том, что отсутствует требуемая опция (например, опция безопасности при конфиденциальных обменах), поле указатель при значении поля код=1 не используется.
В процессе трассировки маршрутов возникает проблема синхронизации работы часов в различных ЭВМ. К счастью синхронизация внутренних часов ЭВМ требуется не так часто (например, при выполнении синхронных измерений), негативную роль здесь могут играть задержки в каналах связи. Для запроса временной метки другой ЭВМ используется сообщение запрос временной метки, которое вызывает отклик с форматом (рис. 4.4.4.10):
Рис. 4.4.4.10. Формат ICMP-запроса временной метки
Поле тип=13 указывает на то, что это запрос, а тип=14 - на то, что это отклик. Поле идентификатор и номер по порядку используются отправителем для связи запроса и отклика. Поле исходная временная метка заполняется отправителем непосредственно перед отправкой пакета. Поле временная метка на входе заполняется маршрутизатором при получении этого пакета, а Временная метка на выходе - непосредственно перед его отправкой. Именно этот формат используется в процедурах ping и traceroute. Эти процедуры позволяют не только диагностировать, но и оптимизировать маршруты. Например, команда traceroute cernvm.cern.ch, выданная в ЭВМ SUN (ИТЭФ), может отобразить на экране (в скобках указаны IP-адреса узлов и значения времени жизни дейтограмм, значения RTT приводится в миллисекундах):
| traceroute to crnvma.cern.ch | (128.141.2.4) 30 hops max, 40 byte packets | |
| 1 | itep-fddi-bbone | (193.124.224.50) 3 ms 2 ms 3 ms |
| 2 | msu-tower.moscow.ru.radio-msu.net | (193.124.137.13) 3 ms 3 ms 3 ms |
| 3 | npi-msu.moscow.ru.radio-msu.net | (193.124.137.9) 27 ms 3 ms 9 ms |
| 4 | desy.hamburg.de.radio-msu.net | (193.124.137.6) 556 ms 535 ms 535 ms |
| 5 | * 188.1.133.56 | (188.1.133.56) 637ms 670ms |
| 6 | duesseldorf2.empb.net | (193.172.4.12) 740ms(ttl=59!) 839ms(ttl=59!) 2066ms(ttl=59!) |
| 7 | bern3.empb.net | (193.172.4.30) 2135ms (ttl=58!) 1644ms (ttl=58!) 1409ms (ttl=58!) |
| 8 | cernh3.euro-hep.net | (193.172.24.10) 1808ms 1508ms 1830ms |
| 9 | cgate1.cern.ch | (192.65.185.1) 1116ms 1270ms 1278ms |
| 10 | crnvma.cern.ch | (128.141.2.4) 1132ms 1362ms 1524ms |
/p> Отсюда видно, что наиболее узкими участками маршрута являются Гамбург-Дюссельдорф-Берн-CERN. Следует иметь в виду, что канал МГУ-Гамбург является спутниковым и 500мс задержки здесь вносит время распространения сигнала до спутника и обратно. Участок Гамбург-Дюссельдорф (X.25, квота 256кбит/с) является общим также и для потока данных из Германии в США. Передача IP поверх X.25 также снижает эффективную широкополосность канала. Остальные связи обладают недостаточной пропускной способностью. Программа ping показывает для данных участков в часы пик высокую долю потерянных пакетов. Таким образом, имея карту связей и используя указанные процедуры, вы можете успешно диагностировать ситуацию в сети. Продвинутые же программисты могут легко написать свои диагностические программы, базирующиеся на ICMP, как для локальной сети, так и для "окрестного" Интернет.
При работе с субсетью важно знать маску этой субсети. Как уже отмечалось выше, IP-адрес содержит секцию адреса ЭВМ и секцию адреса сети. Для получения маски субсети ЭВМ может послать "запрос маски" в маршрутизатор и получить отклик, содержащий эту маску. ЭВМ может это сделать непосредственно, если ей известен адрес маршрутизатора, либо прибегнув к широковещательному запросу. Ниже описан формат таких запросов-откликов (рис. 4.4.4.11).
Рис. 4.4.4.11. Формат запроса (отклика) маски субсети
Поле тип здесь специфицирует модификацию сообщения, тип=17 - это запрос, а тип=18 - отклик. Поля идентификатор и номер по порядку, как обычно, обеспечивают взаимную привязку запроса и отклика, а поле адресная маска содержит 32-разрядную маску сети.
Протокол пересылки файлов FTP
4.5.4 Протокол пересылки файлов FTP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Для реализации обмена между двумя персональными ЭВМ в пределах сети (программные пакеты PCTCP, и т.д.) можно резидентно загрузить FTPSRV или другую эквивалентную программу. Также как и в случае TELNET необходима идентификация, но многие депозитарии допускают анонимный вход (имя пользователя ANONYMOUS, RFC-1635), который не требует слова пропуска (пароля) или допускает ввод вашего почтового адреса вместо него.
Работа FTP на пользовательском уровне содержит несколько этапов:
| 1. | Идентификация (ввод имени-идентификатора и пароля). | ||
| 2. | Выбор каталога. | ||
| 3. | Определение режима обмена (поблочный, поточный, ascii или двоичный). | ||
| 4. | Выполнение команд обмена (get, mget, dir, mdel, mput или put). | ||
| 5. | Завершение процедуры (quit или close). |
FTP довольно необычная процедура, так как поддерживает две логические связи между ЭВМ (Рис 4.5.4.1). Одна связь служит для удаленного доступа и использует протокол Telnet. Другая связь предназначена для обмена данными. Сервер производит операцию passive open для порта 21 и ждет соединения с клиентом. Клиент осуществляет операцию active open для порта 21. Канал остается активным до завершения процедуры FTP. TOS (тип IP-сервиса) соответствует минимуму задержки, так как этот канал используется для ручного ввода команд. Канал для передачи данных (TCP) формируется каждый раз для пересылки файлов. Канал открывается перед началом пересылки и закрывается по коду end_of_file (конец файла). IP-тип сервиса (TOS) в этом случае ориентирован на максимальную пропускную способность.
Конечный пользователь взаимодействует с протокольным интерпретатором, в задачи которого входит управление обменом информацией между пользователем и файловой системой, как местной, так и удаленной. Схема взаимодействия различных частей Internet при работе FTP изображена на рис. 4.5.4.1.
Сначала по запросу клиента формируется канал управления, который в дальнейшем используется для передачи команд от клиента и откликов от сервера. Информационный канал формируется сервером по команде клиента, он не должен существовать постоянно на протяжении всей FTP-сессии и может формироваться и ликвидироваться по мере необходимости. Канал управления может быть закрыт только после завершения информационного обмена. Для канала управления используется протокол Telnet. После того как управляющий канал сформирован, клиент может посылать по нему команды. Сервер воспринимает, интерпретирует эти команды и передает отклики.
Рис. 4.5.4.1 Схема работы протокола ftp.
Возможна и другая схема взаимодействия, когда по инициативе клиента осуществляется файловый обмен между двумя ЭВМ, ни одна из которых не является машиной клиента (см. рис. 4.5.4.2).
Рис. 4.5.4.2. Организация информационного обмена между двумя удаленными машинами
На фазе задания режима обмена предоставляются следующие возможности:
Команда Block сохраняет структуру логических записей файла.
Команда Stream устанавливает режим, при котором не производится пересылки контрольной информации для блоков. Это наиболее быстрый режим обмена, он работает по умолчанию.
Команда TYPE может задать режимы обмена IMAGE, ASCII или EBCDIC. Из них ASCII - используется по умолчанию. Режим EBCDIC применяется для обменов между ЭВМ, работающими с набором символов EBCDIC. Режим IMAGE предполагает обмен 8-битными байтами, используется для передачи двоичной (а не текстовой) информации. Более подробный список команд помещен ниже. Структурно информация может передаваться в виде файлов (структура по умолчанию), в виде последовательности записей (применимо для текстовых файлов ASCII или EBCDIC) или постранично (последняя структура не относится к числу рекомендуемых).
Для копирования файла из удаленного сервера используется команда GET, для копирования группы файлов - MGET, в последнем случае применяются символы заменители, например, MGET *.txt (или RFC-18*.txt, при этом скопируются файлы с RFC-1800.txt до RFC-1899.txt, если таковые существуют в текущем каталоге). Аналогом команды GET в какой-то степени является команда DIR (ls), только она переносит содержимое каталога, что для некоторых операционных систем эквивалентно. При использовании модификации mget проявляйте осторожность - вы можете заблокировать телекоммуникационный канал длительным копированием. Для записи файла в удаленный сервер применяется команда PUT. При операциях обмена обычно используется текущий каталог локальной ЭВМ. В вашем распоряжении всегда имеется возможность поменять местный каталог с помощью команды LCD или ее аналога. Любая команда обмена выполняется в несколько этапов:
Формирование канала под управлением клиента, так как именно клиент выдал команду get, dir, put и т.д.
Клиент выбирает произвольный номер порта на своей ЭВМ и осуществляет процедуру passive open для этого порта.
Клиент посылает номер порта серверу по каналу управления (порт 21), используя команду PORT. Можно обойтись и без команды PORT (используется тот же порт, что и в командном канале), но это увеличивает задержки и по этой причине не рекомендуется.
Сервер получает номер порта по каналу управления и выдает команду active open в указанный порт ЭВМ-клиента. Сервер для канала данных всегда использует порт с номером 20.
Рассмотрим пример FTP-сессии. Для этого выдадим команду (тексты, набираемые с клавиатуры, выделены курсивом):
| FTP -d ns.itep.ru | (флаг -d означает установку отладочного режима, при котором выдаются все сообщения и внутренние команды на экран терминала). |
220- *** Welcome at FTP-Server ftp.ITEP.RU ***
220-
220 ns.itep.ru FTP server ready.
Userid for logging in on ns.itep.ru (SEMENOV)? semenov
FTP command: USER semenov
FTP response: 331 Password required for semenov.
331 Password required for semenov.
Password for logging in as semenov on ns.itep.ru? XXXXXXXX
| PASS XXXXXXXX | (ввод пароля не отображается на экране) |
230 User semenov logged in.
| ftp:ns.itep.ru> hel | (просьба выдать список доступных на данном сервере FTP-команд) |
Available commands are:
| ! | ? | acct | append | ascii | binary | bye | cd | debug |
| delete | dir | drive | exit | fcd | fdir | fpwd | get | help |
| iget | image | iput | lcd | ldir | lmkdir | local | login | lpwd |
| ls | mdelete | mget | mkdir | mput | option | parent | passive | put |
| pwd | quit | quote | rename | retrieve | rmdir | send | server | show |
| stat | store | take | tenex | tget | tput | type | user | verbose |
ftp:ns.itep.ru> quit
FTP command: QUIT
FTP response: 221 Goodbye.
Уход из FTP производится по команде quit. В приведенном примере файловый обмен не производился, но и команда HELP требует переноса информации (также как и dir), так как вам выдается список команд, доступных на удаленном сервере. Из воспроизведенного списка команд, самая опасная mdelete, так как способна стереть целый каталог. Нетекстовые файлы (архивированные, графические и программные) следует пересылать в режиме binary. Для перевода в этот режим используется одноименная команда. Для перехода из одного каталога в другой на удаленном сервере служит команда cd имя_каталога, а для возврата в предшествующий cd .. . Например, cd /pub/msdos.
Ссылка на объект, доступный через анонимное FTP, обычно записывается в виде:
| Название ресурса | Имя сервера | Имя каталога в сервере. |
| Internet-cmc | ftp.rpi.edu | /pub/communications/internet-cmc.txt |
Internet-cmc (CMC - computer-mediated communication) -это межкомпьютерный обмен по сети Internet.
Ниже приведен список базовых команд FTP. Следует разделять внутренний набор команд FTP, которыми обмениваются клиент и сервер по командному каналу, и набор команд доступный пользователю. Служебные команды содержат три или четыре заглавные буквы. Эти наборы команд перекрываются лишь частично. Служебные команды унифицированы (они выделены в приведенном выше примере FTP-сессии жирным шрифтом, в помещенной ниже таблице эти команды представлены в ее верхней части), пользовательский же набор команд может варьироваться от реализации к реализации. Если выдать команду FTP без аргументов, система обычно откликается приглашением FTP> и вы можете выполнить некоторые из приведенных ниже команд (весь набор становится доступным только после идентификации).
Таблица 4.5.4.1
Субкоманды FTP |
Описание |
| ABOR | Прерывание исполнения предыдущей FTP-команды и связанного с ней обмена |
| ACCT<SP> <account-information> | Ввод идентификатора пользователя (ID); |
| ALLO <SP> <десятичное целое> [<SP> R <SP> <десятичное целое>] | Зарезервировать достаточно места ( в байтах) для пересылки файла. Для файлов с постраничной структурой после символа R указывается число записей |
| APPE <SP> <проход> | Присовокупить передаваемые данные к файлу, указанному в параметре проход |
| CDUP | Переход в каталог прародитель |
| CWD <SP> <проход> | Изменить рабочий каталог (CD); |
| DELE <SP> <проход> | Стереть файл (del); |
| HELP | Выдать справочную информацию о выполнимых командах |
| HELP [<SP> <строка>] | Выдать описание работы данной команды |
| LIST [<SP> <проход>] | Вывод списка файлов или каталогов (dir); |
| MKD <SP> <проход> | Создать каталог |
| MODE <SP> <код режима> | Режим обмена = поток, блоки или со сжатием |
| NLST [<SP> <проход>] | Переслать оглавление каталога от сервера к клиенту |
| NOOP | Пустая команда |
| PASS <SP> <пароль> | Слово-пропуск (пароль) пользователя, заполняется пользователем |
| PASV | Перевести сервер в режим прослушивания информационного порта на предмет установления соединения |
| PORT <SP> <порт ЭВМ> | IP-адрес и номер порта клиента |
| PWD | Выдать имя текущего каталога |
| QUIT | Уход из FTP |
| REIN | Завершение сессии и открытие новой |
| REST <SP> <маркер> | Возобновление обмена, начиная с места, указанного маркером |
| RETR <SP> <проход> | Переслать копию файла (get) другому адресату |
| RMD <SP> <проход> | Удалить каталог |
| RNFR <SP> <проход> | Начало процедуры переименования файла (Rename From) |
| RNTO <SP> <проход> | Указание нового имени файла при переименовании (Rename To)_ |
| SITE <SP> <строка> | Используется сервером для реализации локально специфических команд |
| SMNT <SP> <проход> | Позволяет пользователю смонтировать нужную файловую систему |
| STAT | Выдать текущие значения параметров (STATUS) |
| STOR <SP> <проход> | Сервер должен запомнить полученные данные в виде файла |
| STOU | Аналог команды STOR но записывает файл в текущий каталог и присваивает файлу уникальное имя |
| STRU <SP> <код структуры> | Структура файла = файл, запись или страница |
| SYST | Сервер сообщает тип системы |
| TYPE <SP> <код типа> | Специфицирует тип информации, часто для этой цели используются команды binary и ASCII |
| USER <SP> < [имя [пропуск]] > | Идентифицирует пользователя, запрашивается сервером |
| ? | тоже что и HELP; |
| lcd | Изменить локальный каталог (на вашей ЭВМ); |
| ! | Выйти временно из FTP и уйти в Shell (UNIX) |
| ! команда | Исполнить команду Shell (UNIX) |
| close | Прервать связь с удаленным сервером, оставаясь в FTP |
| open [имя_ЭВМ] | Установить связь с указанным удаленным сервером |
| dir | Выдать содержимое удаленного каталога |
/p> <SP> пробел; все команды завершаются последовательностью <CRLF> возврат каретки + перевод строки. В квадратных скобках записан опционный аргумент. Выполнение любой команды можно прервать с помощью Ctrl-C.
Возможная форма обращения к FTP (SunOS 4.1): FTP [ -опции ] [ имя_ЭВМ ]
Допустимы следующие опции (модификаторы) команды:
-d |
включение отладочного режима. |
-g |
блокировка группового исполнения команд. |
-i |
Выключение интерактивного приглашения при множественной пересылке файлов. |
-v |
Отображает все отклики удаленного сервера и статистику обмена; этот режим работает обычно по умолчанию. |
| ! [ команда ] | Исполняется команда интерпретатора shell вашей ЭВМ (UNIX). Если имя команды явно не введено, система переходит в интерактивный режим shell. |
$ имя-макро [ аргументы ] |
Выполняется макро, имя которого введено, аргументы используются этим макро. |
account [ пароль ] |
Позволяет ввести пароль, необходимый для доступа в удаленный сервер. |
append имя_местного_файла [ имя_удаленного_файла ] |
Добавить местный файл к файлу на удаленном сервере. |
Bye |
Завершает FTP-сессию. |
case |
Переключает регистр символов, которыми записаны имена файлов на удаленной ЭВМ, в процессе выполнения команды MGET. Если case включен (по умолчанию выключен), все прописные буквы в именах файлов на удаленной ЭВМ, меняются при переносе в вашу ЭВМ на строчные. |
close |
Завершает FTP-сессию и возвращает систему в интерактивный командный режим. Все описанные ранее макро стираются. |
debug [ debug-value ] |
Включает/выключает режим отладки. Значение debug-value определяет отладочный уровень. Если отладка включена, FTP отображает на экране каждую команду, посылаемую удаленной ЭВМ. Эта информация помечается символом '-->'. |
| dir [ удаленный каталог ] [ местный файл ] |
Выдает на экран содержимое удаленного каталога. Если в качестве параметра указано имя местного файла, результат заносится в него. Если имя удаленного каталога не указано, команда выполняется для текущего каталога. |
disconnect |
синоним close. |
hash |
включает/выключает знак (#). Во включенном состоянии отмечается пересылка каждого блока, что позволяет визуально контролировать процесс обмена. |
macdef macro-name |
Определяет макро. Последующие строки запоминаются в качестве текста макро с именем macro-name. Нулевая строка (двойное нажатие клавиши RETURN) завершает ввод текста макро. Можно ввести до 16 макро с суммарным объемом до 4096 символов. |
mdelete [ имена_файлов_на удаленной_ЭВМ ] |
удаляет файлы на удаленной ЭВМ. |
open имя-ЭВМ [ port ] |
устанавливает связь с указанным FTP-сервером (ЭВМ) через специфицированный порт. |
prompt |
включает/выключает нтерактивные запросы со стороны ЭВМ. Это бывает полезным при выполнении групповых команд MPUT, MGET или MDELETE и позволяет проводить соответствующие операции над файлами выборочно. |
proxy |
ftp-команда выполняет FTP-команду на вторичной удаленной ЭВМ. Эта команда позволяет связать два удаленных FTP-сервера и осуществить пересылку файлов между ними. Первой proxy-командой должна быть команда open, необходимая для связи со вторичным сервером. Введите команду proxy ?, чтобы проверить выполнимость этих команд на данном сервере. |
quit |
синоним bye. |
recv |
удаленный_файл [ местный_файл ] синоним команды get. |
remotehelp [ имя_команды ] |
Запрашивает справочную информацию у удаленного FTP-сервера. Если имя_команды задано, запрашивается информация о конкретной команде. |
| runique | Включает режим записи файлов в вашу ЭВМ только с уникальными именами. Если файл с таким именем уже существует, то новому файлу будет присвоено имя с расширением .1, если и такое имя уже есть, то с расширением .2. Это может продолжаться вплоть до расширения .99, после чего будет выдано сообщение об ошибке. Впрочем, такую ситуацию вообразить крайне трудно, если вы сами не наплодили файлов с цифровыми расширениями. Для команды mget это крайне полезная функция, которая застрахует вас от стирания ваших файлов из текущего каталога, имеющих имена, совпадающие с именами на удаленном сервере. По умолчанию runique не включено. |
send local-file [ remote-file ] |
Синоним команды put. |
status |
Отображает текущее состояние ftp. |
/p> В депозитариях можно встретить файлы следующих разновидностей (все виды ниже перечисленных файлов пересылаются в режиме binary, а не ASCII):
Таблица 4.5.4.2
| Тип файла | Пример записи имени файла | Программа обработки файла |
| Архивированный файл | файл.Z | compress, uncompress |
| tar-файл | файл.tar | tar |
| Архивированный tar-файл | файл.tar.Z | tar, compress, uncompress |
| файл.tar.gz | Применен архиватор GZIP | |
| uuencode-файл | файл.uue | uuencode, uudecode |
| Архивированный uuencode-файл | файл.uue.Z | uuencode, uudecode, compress, uncompress |
| zip-файл | файл.zip | pkzip, pkunzip |
| shar-файл | файл.shar | shar, sh, unshar |
| сжатый shar-файл | файл.shar.Z | shar, sh, unshar, compress, uncompress |
Таблица 4.5.4.3. Коды диагностики
| Значение кода-отклика | Описание |
| 1yz | Позитивный предварительный отклик, который означает, что операция начата. До завершения процедуры следует ожидать как минимум еще один отклик |
| 2yz | Сигнал успешного завершения процедуры, говорящий о том, что можно ввести новую команду |
| 3yz | Положительный промежуточный отклик, указывающий на то, что команда воспринята, но для продолжения требуется дополнительная информация |
| 4yz | Негативный отклик, свидетельствующий о том, что команда не воспринята, но можно попробовать ее исполнить еще раз |
| 5yz | Отклик, говорящий о том, что команда не выполнена и не может быть выполнена вообще |
| Значение кода-отклика | Описание |
| x0z | Указывает на синтаксическую ошибку; синтаксис верен но команда не имеет смысла |
| x1z | Указание на необходимость ввода дополнительной информации |
| x2z | Отклик, связанный с управлением каналом связи |
| x3z | Отклик для команд идентификации пользователя и проверки пароля |
| x4z | Функция не определена |
| x5z | Отклик, характеризующий состояние файловой системы |
/p> Далее в тексте встречается выражение "анонимное FTP", это подразумевает следующую процедуру (см. также RFC-1635):
ftp> login: anonymous
ftp> password: [ваш полный E-mail адрес]
| ftp> cd <имя_каталога > | (смена каталога) |
| ftp> binary | (если текст, например, архивирован, в противном случае команду выдавать не нужно) |
| ftp> get <имя_файла> | (копирование файла) |
| ftp> quit | (уход из процедуры) |
Таблица 4.5.4.4. Коды откликов
| Код-отклик | Описание |
| 110 | Комментарий |
| 120 | Функция будет реализована через nnn минут |
| 125 | Канал открыт, обмен данными начат |
| 150 | Статус файла правилен, подготавливается открытие канала |
| 200 | Команда корректна |
| 211 | Системный статус или отклик на справочный запрос |
| 212 | Состояние каталога |
| 213 | Состояние файла |
| 214 | Справочное поясняющее сообщение |
| 220 | Слишком много подключений к FTP-серверу (можете попробовать позднее). В некоторых версиях указывает на успешное завершение промежуточной процедуры |
| 221 | Благополучное завершение по команде quit |
| 225 | Канал сформирован, но информационный обмен отсутствует |
| 226 | Закрытие канала, обмен завершен успешно |
| 230 | Пользователь идентифицирован, продолжайте |
| 250 | Запрос прошел успешно |
| 331 | Имя пользователя корректно, нужен пароль |
| 332 | Для входа в систему необходима аутентификация |
| 421 | Процедура не возможна, канал закрывается |
| 425 | Открытие информационного канала не возможно |
| 426 | Канал закрыт, обмен прерван |
| 450 | Запрошенная функция не реализована, файл не доступен, например, занят |
| 451 | Локальная ошибка, операция прервана |
| 452 | Ошибка при записи файла (не достаточно места) |
| 500 | Синтаксическая ошибка, команда не может быть интерпретирована (возможно она слишком длинна) |
| 501 | Синтаксическая ошибка (неверный параметр или аргумент) |
| 502 | Команда не используется (нелегальный тип MODE) |
| 503 | Неудачная последовательность команд |
| 504 | Команда не применима для такого параметра |
| 530 | Система не загружена (not logged in) |
| 532 | Необходима аутентификация для запоминания файла |
| 550 | Запрошенная функция не реализована, файл не доступен, например, не найден |
| 552 | Запрошенная операция прервана, недостаточно выделено памяти |
Протокол PIM
4.4.9.5 Протокол PIM
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Главным преимуществом данного протокола является эффективная поддержка работы "рассеянных" мультикастинг-групп. Такие группы могут включать не только членов из разных автономных систем, но и находящихся на разных континентах. Протоколы MOSPF и DVMRP хороши для сетей, где нет ограничений по пропускной способности каналов.
PIM базируется на традиционных маршрутных протоколах, конкретно не связан ни с каким из них, им используются сформированные этими протоколами маршрутные таблицы. Существует два режима работы протокола - DM (для компактных групп) и SM (Protocol Independent Multicast-Sparse Mode (PIM-SM)). Protocol Specification. D. Estrin, D. Farinacci, A. Helmy, D. Thaler, S. Deering, M. Handley, V. Jacobson, C. Liu, P. Sharma, L. Wei, RFC-2117, June 1997) (для рассеянных групп). В режиме DM протокол PIM строит дерево маршрутов аналогично DVMRP.
В режиме SM маршрутизаторы, имеющие членов мультикастинг-группы, посылают сообщения о присоединении к дереву рассылки в узлы, которые называются точками встречи (RP). Отправители используют RP для объявления о своем существовании, а получатели, чтобы узнать о новых отправителях. В качестве RP может использоваться любой маршрутизатор, поддерживающий протокол PIM.
Когда какой-то клиент хочет подключиться к некоторой группе, ближайший к нему маршрутизатор посылает специальное сообщение о включении в группу (PIM-joint) узлу, объявленному для данной группы точкой встречи (RP). Число RP в сети может быть произвольным. Узел RP пересылает сообщение о включении узлу-отправителю (или отправителям). Если маршрутизатор не имеет информации о RP, включается схема, работающая для компактных групп. При обработке сообщения о включении в группу промежуточные маршрутизаторы формируют часть дерева мультикастинг-маршрутов между RP и получателем. При отправке мультикастинг-пакета соответствующий маршрутизатор посылает узлу RP регистрационное сообщение (PIM-register), куда вкладывается информационный пакет. Если используется несколько RP, отправитель должен посылать пакеты всем RP. Получатель же должен быть подключен лишь к одному из RP. В случае, когда сообщение о включении достигнет отправителя раньше, чем RP, подключение осуществляется, минуя RP. Если необходимо оптимизировать дерево доставки пакетов, маршрутизаторы-получатели должны послать сообщение о включении самому отправителю. После этого дерево соединений видоизменяется, некоторыми узлами, если требуется, посылается сообщение об отключении. Ниже приведен пример взаимодействия узлов при формировании дерева маршрутов в режиме SM-PIM (рис. 4.4.9.5.1).
Следует заметить, что большинство протоколов для маршрутизации мультимедийной информации формируют маршрут не от отправителя к получателю, а в обратном направлении. Это имеет под собой веские причины. Дерево рассылки должно быть построено так, чтобы поток отправителя как можно дольше и меньше разветвлялся. Желательно, чтобы разветвления происходили как можно ближе к получателю. Это соображение проиллюстрировано на рис. 4.4.9.5.2. На рисунке условно, в виде сетки маршрутизаторов (желтые кружочки) показан фрагмент сети Интернет. Зеленым прямоугольником отмечен передатчик, а голубыми кружочками приемники – члены группы. Маршруты от передатчика к приемникам можно проложить индивидуально (выделены зеленым цветом), а можно и “коллективно” (синий цвет). От передатчика до маршрутизатора отмеченного красным цветом следует один поток для всех приемников. Такое решение приводит к минимизации сетевой загрузки, ведь всем приемникам посылаются одни и те же пакеты. Чем позже их пути разойдутся, тем лучше. Именно этот алгоритм и реализует протокол PIM. Точки разветвления потоков на рис. 4.4.9.5.2 отмечены крестами (RP).
Рис. 4.4.9.5.1. Иллюстрация реализации протокола мультикастинг маршрутизации PIM
Получатель посылает PIM-joint пакет в RP, устанавливая канал от RP до получателя. Из рисунка видно, что исходный маршрут d-c-b-a длиннее оптимального d-b-a. Последний может быть реализован после посылки PIM-joint команды от a к d.
При решении транспортных задач в мультимедиа чаще используется протокол UDP (малая избыточность и отсутствие подтверждений).
Рис. 4.4.9.5.2.
Ниже приводится более подробное, хотя и неполное описание протокола pim.
Используемые сокращения и термины
Маршрутизатор получает сообщения join/prune от соседних маршрутизаторов, которые обслуживают группы пользователей. Он переадресует информационные пакеты, адресованные группе G, только через те интерфейсы, через которые ранее было получено сообщение join.
Специальный маршрутизатор DR ( designated router) рассылает периодически сообщения join/prune в точки встречи (RP) для каждой группы, в которой имеются активные участники. Для описания дерева маршрута используются маршрутные записи, содержащие адрес отправителя, групповой адрес, номер входного интерфейса, через который принимаются пакеты, список интерфейсов, через которые осуществляется рассылка, таймеры, флаги и пр. Выходные интерфейсы указывают на соседние маршрутизаторы, через которые пролегает путь к RP. В центре этого маршрутного дерева, включающего в себя всех членов группы, находится RP. Когда источник информации посылает что-то группе в первый раз, его DR отправляет уникастное сообщение register в RP.
Для того чтобы присоединиться к мультикатинг-группе G, ЭВМ передает IGMP-сообщение (или ICMP в случае IPv6). При этом предполагается, что ЭВМ будет выполнять функции получателя (R).
Когда DR получает уведомление о членстве новой группы от IGMP G, он просматривает соответствующие RP. DR формирует запись мультикастинг-маршрута для группы (*,g) [wild card мультикастная запись для группы G, определяющая ее состояние]. Адрес RP включается в специальное поле маршрутной записи, содержащейся в периодически рассылаемых сообщениях join/prune (см. рис. 4.4.9.5.9). При этом в список выходных интерфейсов включается тот, к которому подключен новый член группы, а в качестве входного интерфейса указывается тот, через который посылаются уникастные пакеты к RP.
Когда не остается ни одного непосредственно подключенного члена группы, протокол IGMP уведомляет об этом DR. Если DR не имеет ни локальных, ни удаленных получателей, запись (*,g) ликвидируется.
Запись (*,g), инициирует формирование DR сообщения join/prune с RP-адресом в его join-списке и установленными битами WC и RPT. Равенство WC=1 говорит о том, что согласно этой записи будут пересылаться пакеты любого отправителя. Список удаления (prune) остается пустым. Когда бит RPT=1, это указывает на то, что подключение осуществлено через общее RP-дерево и, следовательно, сообщение join/prune будет идти по этому RP-дереву. Когда бит WC= 1, это означает, что адрес принадлежит RP, а получатели предполагают получать пакеты от всех отправителей.
Каждый маршрутизатор, расположенный по пути к отправителю, создает и отслеживает изменения маршрутной записи для (*,g), когда он получает сообщения join/prune с RPT=WC=1. Интерфейс, через который получено сообщение join/prune, добавляется к списку выходных интерфейсов (OIF) для (*,g). На основе этой записи каждый маршрутизатор по пути между получателем и RP посылает сообщение join/prune, в котором RP включен в список join. Поле данных этого пакета содержит мультикаст-адрес=G, join=RP, wc-бит, RPT-бит, prune=null.
Когда ЭВМ начинает посылать мультикастинг-пакеты группе, сначала DR должен доставить их в RP для последующей раздачи по дереву RP. DR отправителя в начале инкапсулирует каждый информационный пакет в сообщение register (см. рис. 4.4.9.5.7) и отправляет его по уникастному адресу RP данной группы. RP извлекает каждое сообщение register и переадресует вложенные информационные пакеты вдоль RP-дерева.
Если поток данных позволяет использовать дерево кратчайшего пути до отправителя (SPT), RP может сформировать новую маршрутную запись для дерева мультикаст-маршрута, специфичного для данного отправителя (SP-дерево).
DR отправителя прекратит инкапсуляцию информация в пакеты registers, когда он получит сообщение register-stop от RP. RP отравляет сообщения register-stop в качестве отклика на сообщение registers, если RP не имеет более активных членов группы.
Новый приемник может подключиться к существующему RP-дереву, для которого установлено обрезание (prune state) (например, из-за того, что другие получатели переключились на SP-деревья). В этом случае состояние обрезания аннулируется с тем, чтобы обеспечить доставку данных новому получателю.
В стабильном состоянии каждый маршрутизатор периодически посылает сообщения join/prune для каждой маршрутной записи PIM. Сообщения join/prune посылаются соседу, указанному в соответствующей записи. Такие сообщения позволяют отследить изменения состояния системы и топологию членства в группе.
Для того чтобы получить информацию о RP, все маршрутизаторы в пределах PIM-домена собирают сообщения bootstrap. Сообщения bootstrap пересылаются от узла к узлу в пределах домена. За организацию рассылки этих сообщений несет ответственность специальный маршрутизатор BSR (bootstrap router). Сообщения bootstrap используются для выполнения динамического выбора BSR, когда это необходимо, а также для получения информации об RP. Домен в этом контексте представляет собой набор смежных маршрутизаторов, поддерживающих PIM, и сконфигурированных для совместной работы в рамках границ, определенных пограничными маршрутизаторами PMBR (PIM multicast border router), соединяющими PIM-домен с остальным Интернет.
Маршрутизаторы используют набор доступных RP (называемый {RP-set}), для того чтобы осуществить связь отдельных групп с соответствующими RP. Некоторое число маршрутизаторов в домене конфигурируется как кандидаты для выполнения функций BSR. Для назначения BSR в домене существуют простые правила выбора. Часть маршрутизаторов в домене конфигурируются также как кандидаты для работы в качестве RP (C-RP); как правило, это те же маршрутизаторы, что и кандидаты в BSR. Кандидат в RP периодически посылает BSR домена уникастное сообщение candidate-rp-advertisement (C-RP-ADVS). C-RP-ADVS включает в себя адрес C-RP, а также опционный групповой адрес и поле длины маски. BSR включает набор этих кандидатов в RP (набор RP), вместе с соответствующим групповым префиксом периодически рассылаемых сообщений.
Маршрутизаторы получают и запоминают содержимое сообщений bootstrap. Когда DR получает указание о членстве в группе от IGMP, DR использует хэш-функцию для установления соответствия между групповым адресом и одним из C-RP, чей префикс включает в себя данную группу. Для конкретной группы G, хэш-функция использует только те C-RP, чьи групповые префиксы покрывают G. Когда соответствие установлено, DR посылает сообщение join/prune (или уникастный пакет register) соответствующему rp.
Сообщения bootstrap информирует о работоспособности точек встречи (rp), обслуживающих сессию. Если RP включен в сообщение, он считается рабочим, в то время как отсутствие rp в сообщении, приводит к удалению его из списка, с которым работает алгоритм. Каждый маршрутизатор продолжает использовать содержимое, полученное в последнем сообщении bootstrap, пока не будет получено новое сообщение bootstrap.
Если зона PIM-домена теряют доступ к старому BSR, они выберут новый BSR, который разошлет RP-набор, содержащий RP, доступные в пределах данной зоны. Любая область в любой заданный момент времени обслуживается только одним BSR, который и осуществляет посылку сообщений bootstrap.
Для того чтобы обеспечить совместимость с сетями, работающими в режиме DM, с протоколами типа DVMRP, все пакеты, генерируемые в области PIM-SM, должны быть переправлены мультикастным пограничным маршрутизаторам области PMBR (multicast border router) и переадресованы в сеть DVMRP. Маршрутизатор PMBR размещается на границе домена PIM-SM и взаимодействует с другими типами мультикаст-маршрутизаторов, например, такими, которые поддерживают протокол DVMRP. Таким образом, PMBR должен поддерживать оба протокола. Для поддержки совместной работы все маршрутизаторы должны поддерживать специальный тип маршрутных записей, обозначаемых (*,*,rp).
Информационные пакеты, соответствуют записи (*,*,rp), если нет никаких других записи, например, (s,g) или (*,g), групповой адрес места назначения пакета согласуется с RP, указанным в записи (*,*,rp). В этом смысле запись (*,*,rp) представляет собой объединение всех групп, которые работают через данную точку встречи RP. PMBR инициализируют состояние (*,*,rp) для каждой RP в каждом доменном наборе RP. Состояние (*,*,rp) заставляет pmbr посылать сообщения (*,*,rp) join/prune каждой активной RP в домене. В результате деревья рассылки строятся так, что передают все пакеты, возникающие в пределах PIM-домена (и ретранслируются в точки встречи) в направлении пограничных маршрутизаторов PMBR.
PMBR осуществляют также доставку внешних пакетов маршрутизаторам в пределах PIM-домена. Для решения этой задачи эти маршрутизаторы инкапсулируют внешние пакеты, полученные через интерфейсы DVMRP, в сообщения register, после чего уникастным образом переадресуют их в точку встречи RP PIM-домена. Сообщение register имеет бит, указывающий на то, что пакет сформирован пограничным маршрутизатором.
Информационные пакеты обрабатываются также как и при других мультикаст-схемах. Маршрутизатор сначала проверяет адреса отправителя и группы. Затем определяется адрес RP, если непосредственная передача невозможна. Если пути доставки не существует, пакет выбрасывается. При наличии пути выясняется интерфейс, через который должна производиться передача, и пакет переадресуется.
Информационные пакеты никогда не вызывают обрезания ветвей маршрутного дерева. Однако информационные пакеты могут запустить процессы, которые в конечном итоге приведут к такому результату.
Когда имеется несколько маршрутизаторов, соединенных с сетью, имеющей много каналов доступа, один из них должен быть выбран в качестве ретранслятора (DR; обычно это маршрутизатор с наибольшим IP-адресом). Это справедливо для любой точки сети в любое время. Процедуре выбора предшествует обмен сообщениями Hello.
При наличии параллельных проходов к источнику или RP для выбора маршрута применяются сообщения assert. Используя сообщения assert, адресованные `224.0.0.13' (группа all-pim-routers) в локальной сети, вышестоящий маршрутизатор может узнать, где осуществляется переадресация сообщений. Нижестоящие маршрутизаторы, получая сообщения assert, узнают, какой маршрутизатор выбран в качестве ретранслятора, и куда следует посылать сообщение join. Обычно это тот же нижележащий маршрутизатор-сосед (reverse path forwarding), но иногда это может быть и не так, например, когда в локальной сети используется несколько протоколов маршрутизации. RPF-сосед для конкретного отправителя или RP является следующим маршрутизатором, которому переправляются пакеты по пути к отправителю или RP. По этой причине он может рассматриваться как хорошая промежуточная инстанция для пересылки пакетов отправителем.
Когда приходит пакет в выходной интерфейс, маршрутизатор посылает сообщение assert в локальную сеть с множественным доступом, указывая, какую метрику он использует для достижения отправителя информационных пакетов. Маршрутизатор с наименьшим значением метрики и станет базовым ретранслятором. Все прочие вышестоящие маршрутизаторы вычеркнут этот интерфейс из своего списка выходных интерфейсов. Нижестоящие маршрутизаторы также производят сравнение, если ретранслятором не является RPF-сосед.
С понятием метрики связано и значение предпочтения метрики. Оно введено, чтобы решать проблемы в случае, когда вышестоящие маршрутизаторы использует другие уникастные протоколы маршрутизации. Численно меньшее значение предпочтения соответствует более высокому приоритету. Значение предпочтения рассматривается в качестве старшей части метрики при сравнении, которое осуществляется при обработке сообщений assert. Предпочтение может быть присвоено уникастному протоколу маршрутизации и должно быть взаимосогласованным для всех маршрутизаторов локальной сети с множественным доступом.
Сообщения assert нужны для маршрутных записей (*,g), так как деревья RP и SP для некоторых групп могут возникать зоны перекрытия в сетях с множественным доступом. Когда assert посылается для записи (*,g), RPT-бит устанавливается равным 1. Первый бит поля предпочтения всегда устанавливается равным 1, для того чтобы отметить, что проход соответствует RP-дереву. RPT-бит всегда обнуляется для предпочтения, которое относится к записям SP-деревьев. Это приводит к тому, что проход через SP-дерево выглядит всегда редпочтительнее, чем проход через RP-дерево. Когда деревья SP и RP перекрываются для какой-то LAN, этот механизм устраняет дублирование для данной сети.
DR может уступить процесс (*,g) assert другому маршрутизатору LAN, если существует несколько проходов к rp через lan. В этом случае DR не является более "ближайшим" маршрутизатором для местных получателей и он удаляет LAN из своего (*,g) списка выходных интерфейсов. Маршрутизатор-победитель становится “ближайшим” и ответственным за рассылку сообщений (*,g) join для RP.
Подавление join/prune может использоваться в локальных сетях с множественным доступом, для того чтобы сократить число дублирующих управляющих сообщений. Для нормальной работы протокола этого не требуется. Если получено сообщение join/prune, которое соответствует существующим маршрутным записям (s,g), (*,g) или (*,*,rp) для данного входного интерфейса, а поле holdtime сообщения join/prune больше, чем join/prune-holdtime получателя, может быть запущен таймер (join/prune-suppression-таймер) маршрутной записи получателя с тем, чтобы заблокировать последующие сообщения join/prune. После завершения работы таймера получатель отправляет сообщение join/prune, и возобновляет периодическую посылку join/prune, для данной записи. Таймер join/prune-suppression должен перезапускаться каждый раз, когда приходит сообщение join/prune с большим значением holdtime.
Когда уникастная маршрутизация претерпевает изменения, RPF производит проверку активных маршрутных записей (s,g), (*,g) и (*,*,rp) и вносит необходимые поправки. В частности, если в списке выходных интерфейсов появляется новый принимающий интерфейс, то он удаляется из этого списка. Предшествующий входной интерфейс может быть добавлен в список выходных интерфейсов с помощью последующих сообщений join/prune, поступающих от нижестоящих узлов. Сообщения join/prune, полученные текущим входным интерфейсом, игнорируются, а сообщения, полученные новыми или существующими выходными интерфейсами, обрабатываются. Остальные выходные интерфейсы останутся в прежнем состоянии до тех пор, пока не будут отключены нижележащими маршрутизаторами или по таймауту из-за отсутствия соответствующих сообщений join/prune. Если маршрутизатор имеет запись (s,g) с установленным битом spt, а обновленная запись IIF(s,g) не отличается от IIF(*,g) или IIF(*,*,rp), тогда маршрутизатор переводит бит SPT в нулевое состояние.
Соседи-маршрутизаторы, поддерживающие протокол pim, периодически обмениваются сообщениями Hello (см. рис. 4.4.9.5.6). Сообщения Hello могут также рассылаться мультикастным образом с использованием адреса 224.0.0.13 (группа all-pim-routers). Пакет содержит значение holdtime (время сохранения информации).
Когда маршрутизатор получает сообщение hello, он запоминает IP-адрес соседа, устанавливает таймер отправки на время, соответствующее holdtime, заключенное в Hello, и определяет выделенный маршрутизатор (DR) для данного интерфейса. В качестве DR выбирается объект с наибольшим Ip.
Когда маршрутизатор, который является активным DR, получает Hello от нового соседа (например, от IP-адреса, которого нет в таблице DR), DR уникастным образом передает RP-информацию новому соседу.
PIM-соседи, от которых в течение определенного времени не поступало сообщений Hello, считаются отключившимися. Если DR отключился, выбирается новый DR из числа соседей с наибольшим IP-адресом.
Сообщения join/prune служат, для того чтобы подключить или удалить ветвь мультикастинг-дерева рассылки. Сообщение содержит как join-, так и prune-списки, любой из них может иметь нулевую длину. Эти сообщения содержат все подключенные и отсоединенные источники данных, достижимые через данный узел адресат сообщения. Период отправки сообщений join/prune определяется значением [join/prune-period].
Маршрутизатор периодически посылает сообщения join/prune каждому конкретному RPF-соседу, соответствующему каждой маршрутной записи (s,g), (*,g) и (*,*,rp). Сообщения join/prune посылаются только тогда, когда RPF-сосед является PIM-соседом.
Кроме периодически рассылаемых сообщений некоторые из join/prune пакетов могут генерироваться как следствие следующих событий:
создана новая маршрутная запись или
список выходных интерфейсов изменился из нулевого в ненулевое состояние или наоборот.
Может так случиться, что размер сообщения join/prune превысит MTU сети. В этом случае сообщение может быть фрагментировано, информация, относящаяся к различным группам, будет послана в разных пакетах. Однако, если сообщение join/prune должно быть фрагментировано, полный prune-список, соответствующий группе G, должен быть включен в одно сообщение join/prune согласно RP-дереву join для G. Если такая семантическая фрагментация невозможна, при транспортировке пакетов от соседа к соседу должна использоваться IP-фрагментация.
Для любой новой записи (s,g), (*,g) или (*,*,rp), сформированной входящим сообщение join/prune, бит SPT сбрасывается.
Если запись имеет таймер join/prune-suppression, полученное сообщение join/ prune не указывает на маршрутизатор в качестве места назначения, тогда принимающий маршрутизатор рассматривает join- и prune-списки, с тем чтобы выяснить, нет ли там адресов полностью соответствующих существующим состояниям (s,g), (*,g) или (*,*,rp), для которых принимающий маршрутизатор осуществляет рассылку сообщений join/prune. Элемент join- или prune-списка полностью соответствует маршрутной записи, только тогда, когда их IP-адреса и RPT-флаги тождественны. Если приходящее сообщение join/prune полностью соответствует существующим записям (s,g), (*,g) или (*,*,rp), а сообщение join/prune приходит на входной интерфейс для данной записи, маршрутизатор сравнивает holdtime сообщения со своим собственным значением join/prune-holdtime. Если его значение join/prune-holdtime меньше, запускается таймер join/prune-suppression. Если join/prune-holdtime равно holdtime сообщения, коллизия разрешается в пользу отправителя сообщения join/prune, который имеет больший ip-адрес. Когда время join/prune таймера истекает, маршрутизатор отправляет сообщение join/prune для соответствующей маршрутной записи.
Когда отправитель начинает отправку данных группе, его пакеты инкапсулируются в сообщения register и посылаются в RP. Если скорость передачи гарантируется каналом, RP устанавливает соответствующее состояние для отправителя и начинает посылать сообщения (s,g) join/prune отправителю с S в join-списке.
Когда DR получает сообщение register-stop, он перезапускает таймер register-suppression в соответствующей записи (s,g) на register-suppression-timeout секунд. Если имеются данные, которые должны быть зарегистрированы, DR может послать RP сообщение register нулевой длины, за probe-time секунд до истечения времени таймера register- suppression.
Сообщения assert используются для принятия решения, какой из параллельных маршрутизаторов, подключенных к локальной сети с множественным доступом, должен быть ответственным за ретрансляцию пакетов в LAN.
Все управляющие сообщения PIM имеют номер протокола 103. Сообщения PIM являются либо уникастными (например, registers и register-stop), либо мультикастными для группы `all-pim-routers' `224.0.0.13' (например, join/prune, asserts, и т.д.). Формат заголовка пакета протокола PIM показан на рис. 4.4.9.5.3.
Рис. 4.4.9.5.3. Формат заголовка сообщения PIM
Поле OIM VER – версия протокола (в настоящее время = 2). Поле тип характеризует PIM-сообщение. Возможные значения поля тип представлены в таблице 4.4.9.5.1.
Таблица 4.4.9.5.1. Коды типа сообщений
| Код поля тип | Тип сообщения pim |
| 0 | hello |
| 1 | register |
| 2 | register-stop |
| 3 | join/prune |
| 4 | bootstrap |
| 5 | assert |
| 6 | graft (используется только в pim-dm) |
| 7 | graft-ack (используется только в pim-dm) |
| 8 | candidate-rp-advertisement |
Рис. 4.4.9.5.4. Формат закодированного группового адреса
Поле длина маски имеет 8 бит. Значение поля определяет число последовательных бит, выровненных по левому краю, которые определяют адрес. Маска равна или меньше длины адреса * 8 (то есть 32 бита для IPv4 и 128 для IPv6). Поле групповой мультикаст адрес содержит адрес группы и имеет число байт, равное указанному в поле длина адреса. Формат кодированного адреса отправителя показан на рис. 4.4.9.5.5.
Рис. 4.4.9.5.5. Формат кодированного адреса отправителя
Поле бит s (бит рассеянности) содержит 1 для PIM-SM. Этот бит используется для обеспечения совместимости с PIM v.1.
Поле бит W (бит WC). Бит WC =1, если подключение (join) или удаление (prune) используются для маршрутной записи (*,g) или (*,*,rp). Если wc=0, join или prune используются для маршрутной записи (s,g), где s – адрес отправителя. Сообщения join и prune, посылаемые в RP, должны иметь этот бит равным 1.
Поле бит R (бит RPT). Бит RPT=1, если информация о (s,g) послана в RP. Если RPT=0, информация должна быть послана S, где S – адрес отправителя.
Поле длина маски имеет длину 8 бит. Значение этого поля охарактеризовано выше в комментарии к рисунку 4.4.9.5.4.
Поле адрес отправителя имеет длину, определяемую полем заголовка длина адреса. Для IPv4, она равна 4 октетам. Формат сообщения Hello показан на рис. 4.4.9.5.6.
Первые два байта представляют собой заголовок PIM-сообщения. Поле optiontype определяет тип опции, значение которой задано в поле optionvalue. Поле optionlength задает длину поля optionvalue в байтах. Поле optionvalue имеет переменную длину и содержит значение опции. Поле опция может содержать следующие значения:
Рис. 4.4.9.5.6. Формат сообщения Hello
optiontype = 1; optionlength = 2; optionvalue = holdtime; где holdtime равно времени в секундах, в течение которого получатель должен сохранять доступность к соседу. Если holdtime установлено равным `0xFFFF', получатель этого сообщения никогда не прервет соединение с соседом по таймауту. Это может использоваться для каналов ISDN, для того чтобы избежать поддержания канала путем периодической посылки сообщений Hello. Более того, если holdtime= 0, информация объявляется устаревшей немедленно. Диапазон значений optiontype 2 – 16 зарезервирован на будущее. Сообщение register посылается DR или PMBR в RP, когда необходимо передать мультикаст-пакет по rp-дереву. IP-адрес отправителя при этом равен адресу DR, а адрес места назначения – адресу RP. Формат сообщения register показан на рис. 4.4.9.5.7. Постоянная часть заголовка здесь идентична, показанной на рис. 4.4.9.5.3.
Рис. 4.4.9.5.7. Формат сообщения register
Поле B – (бит border) пограничный бит. B=1, если маршрутизатор непосредственно соединен с отправителем. Поле N – бит нулевого регистра. n устанавливается DR равным 1 при тестировании RP до истечения времени регистрации (register-suppression timer). Поле информационный мультикаст-пакет представляет собой оригинальное сообщение, посланное отправителем.
Сообщение register- stop является уникастным, направляемым от RP к отправителю сообщения register. IP-адрес отправителя является адресом, к которому направлялось сообщение регистрации. IP-адрес места назначения равен адресу отправителя сообщения register. Формат сообщения register-stop показан на рис. 4.4.9.5.8.
Рис. 4.4.9.5.8. Формат сообщения register-stop
Поле закодированный групповой адрес имеет тот же смысл, что и на рис. 4.4.9.5.4. Для сообщений register-stop поле длины маски содержит длину адреса * 8 (32 для IPv4), если сообщение послано для одной группы.
Поле уникастный адрес отправителя представляет собой IP-адрес ЭВМ отправителя из мультикастного информационного пакета. Длина этого поля в байтах задано полем длина адреса. Значение (0.0.0.0) может быть использовано для обозначения любого адреса.
Сообщение join/prune посылается маршрутизаторами в направлении вышестоящих отправителей и RP. Сообщения join служит для построения совместно используемых маршрутных деревьев (RP-деревьев) или деревьев отправителей (SPT). Сообщения prune посылаются для отключения деревьев отправителей, когда участники покидают группу, а также для отправителей, которые не используют общее дерево. Формат сообщения join/prune показан на рис. 4.4.9.5.9.
Рис. 4.4.9.5.9. Формат сообщения join/prune
Поле адрес вышестоящего соседа представляет собой IP-адрес RPF или вышестоящего соседа. Поле holdtime характеризует время в секундах, в течение которого получатель должен поддерживать активное состояние join/prune. Если holdtime сделано равным `0xffff', получатель сообщения отключает таймаут для данного выходного интерфейса. Если holdtime сделано равным `0', таймаут происходит немедленно. Поле число групп равно количеству мультикаст-групп, содержащихся в сообщении.
Поле закодированный мультикастный групповой адрес имеет формат, показанный на рис. 4.4.9.5.4. Произвольная группа (wildcard) (*,*,rp) характеризуется адресом 224.0.0.0 и `4' в поле длина маски. Подключение (*,*,rp) имеет биты WC и RPT равные 1.
Поле число подключенных отправителей равно количеству адресов подключенных отправителей для данной группы. Поля адрес подключенного отправителя -1 .. N представляют собой список отправителей, которым посылающий маршрутизатор переправляет мультикастные дейтограммы при получении их через интерфейс, на который пришло данное сообщение. Формат полей кодированного адреса отправителя следует описанию на рис. 4.4.9.5.5.
Рис. 4.4.9.5.10. Формат сообщения bootstrap
Сообщения bootstrap пересылаются мультикастным способом группе `all-pim-routers', через все интерфейсы, имеющие PIM-соседей (за исключением того, через который получено сообщение). Сообщения bootstrap генерируются в BSR и посылаются с TTL=1. Формат сообщения bootstrap показан на рис. 4.4.9.5.10.
Сообщение bootstrap делится на семантические фрагменты, если исходное сообщение превосходит предельный размер пакета. Формат этих фрагментов представлен ниже (см. также рис. 4.4.9.5.10):
Поле метка фрагмента является случайным числом и служит для идентификации фрагментов принадлежащих одному и тому же сообщению. Фрагменты одного и того же сообщения имеют идентичные метки фрагмента. Поле длина хэш>-маски – это длина маски хэш функции в битах. Для IPv4 рекомендуется значение 30, а для IPv6 - 126. Поле BSR-приоритет содержит значение BSR-приоритета для включенного BSR. Это поле рассматривается как старший байт при сравнении BSR-адресов. Поле уникастный BSR-адрес является IP-адресом маршрутизатора (bootstrap) домена. Размер этого поля в байтах специфицирован в поле длина адреса. Поля закодированный групповой адрес -1..n является групповым префиксом (адрес и маска), с которым ассоциируются кандидаты RP. Поля число RP -1..N равны числу адресов кандидатов RP, включенных в сообщение bootstrap для соответствующего группового префикса. Маршрутизатор не замещает старый RP-набор для данного группового префикса до тех пор, пока не получит новое число RP-адресов для этого префикса. Адреса могут содержаться в нескольких фрагментах. Если получена только часть RP-набора для данного префикса, маршрутизатор эту часть выбрасывает, не изменяя RP-набора. Поля FRAG RP-cnt-1..m представляет собой число адресов кандидатов RP, включенных в этот фрагмент сообщения bootstrap, для соответствующего группового префикса. Поле `FRAG RP-cnt' облегчает разбор RP-набора для данного группового префикса, когда он размещается в более чем одном фрагменте. Поля уникастные rp-адреса -1..m представляют собой адреса кандидатов RP, для соответствующего группового префикса. Длина поля в байтах специфицировано полем длина адреса. Поля rp1..m-holdtime характеризуют значения holdtime для соответствующих RP. Это поле копируется из поля `holdtime' RP, записанного в BSR.
Сообщение assert посылается когда мультикастный информационный пакет получен выходным интерфейсом, соответствующим (s,g) или (*,g), относящимся к отправителю. Формат такого сообщения представлен на рис. 4.4.9.5.11.
Рис. 4.4.9.5.11. Формат сообщения assert
Поле закодированный групповой адрес характеризует групповой адрес места назначения пакетов, который явился причиной посылки сообщения assert. Поле уникастный адрес отправителя содержит IP-адрес отправителя из дейтограммы, вызвавшей посылку мультикастного пакета Assert. Длина поля в байтах определена полем длины адреса. Поле R
представляет собой RPT-бит. Если IP мультикастинг дейтограмма, вызвавшая посылку пакета assert направляется вниз по RP-дереву, тогда RPT-бит равен 1. Если маршрутизация осуществляется вдоль SPT, бит равен 0. Поле предпочтение несет в себе значения кода предпочтения, присвоенного уникастному протоколу маршрутизации, который организует проход до ЭВМ. Поле метрика содержит значение метрики для таблицы маршрутизации. Единицы измерения должны соответствовать требованиям маршрутного протокола.
Сообщения кандидата RP посылаются периодически C-RP способом и уникастно адресуются к BSR. Формат таких сообщений показан на рис. 4.4.9.5.12.
Рис. 4.4.9.5.12. Формат сообщения кандидата RP (C-RP)
Поле # префиксов (Prefix-Cnt) содержит количество кодированных групповых адресов, включенных в сообщение, указывая групповые префиксы, для которых производится C-RP оповещение. Значение поля Prefix-Cnt = `0' предполагает использование префикса 224.0.0.0 с длиной маски 4, что означает - все мультикастные группы. Если C-RP не снабжена информацией о групповом префиксе, C-RP заносит в поле значение по умолчанию равное `0'. Поле A характеризует бит указания. Этот бит указывает, что BSR не должен переписывать информацию о групповых префиксах, приведенную в C-RP оповещении. В большинстве случаев C-RP устанавливает этот бит, равным 0. Поле Holdtime содержит значение времени, в течение которого оповещение корректно. Это поле позволяет определить время, когда оповещение устареет. Поле уникастный RP-адрес представляет собой адрес интерфейса, который объявляется кандидатом в RP. Длина этого поля в байтах определена полем длина адреса. Поле закодированный групповой адрес -1..n является групповым префиксом, для которого производится уведомление кандидатом в RP.
Литература
| 1 | Deering, S., D.Estrin, D.Farinacci, V.Jacobson, C.Liu, L.Wei, P.Sharma, and A.Helmy. Protocol independent multicast (pim) : Motivation and architecture. Work in Progress. |
| 2 | Deering, S., D.Estrin, D.Farinacci, V.Jacobson, C.Liu, and L.Wei. The PIM architecture for wide-area multicast routing. ACM Transactions on Networks, April 1996. |
| 3 | Estrin, D., D.Farinacci, V.Jacobson, C.Liu, L.Wei, P.Sharma, and A.Helmy. Protocol independent multicast-dense mode (pim-dm): Protocol specification. Work in Progress. |
| 4 | Deering, S. Host extensions for ip multicasting, Aug 1989. RFC1112. |
| 5 | Fenner, W. Internet group management protocol, version 2. Work in Progress. |
| 6 | Atkinson, R. Security architecture for the internet protocol, August 1995. RFC-1825. |
| 7 | Ballardie, A.J., P.F. Francis, and J.Crowcroft. Core based trees. In Proceedings of the ACM SIGCOMM, San Francisco, 1993. |
Протокол PPP
3.5 Протокол PPP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Протокол PPP (Point-to-Point Protocol; RFC-2716, -2701, -2688, -2687, -2686, -2615, -2516, -2509, -2508, -2507, -2484, -2472, -2433, -2420, -2419, -2364, -2363, -2290, -2284, -2153, -2125, -2097, -2043, -1994, -1993, -1990, -1989, -1979, -1978, -1977, -1976, -1975, -1974, -1973, -1969, -1968, -1967, -1963, -1962, -1915, -1877, -1841, -1764, -1763, -1762, -1663, -1662, -1661, -1638, -1619, -1618, -1598, -1570, -1552, -1378, -1377, -1334, -1332, -1331, и STD-51, cмотри также www.spitbrook.destek.com:81/pptp.txt) предназначен для решения тех же задач, что и SLIP, но лишен многих его недостатков, он служит для передачи мультипротокольных дейтограмм от одного узла к другому. Сам по себе список RFC, приведенный выше, впечатляющ. Он говорит о том, что данный протокол относится к числу наиболее важных и широко используемых. Это и понятно, большинство региональных сетей строится с использованием соединений точка-точка. PPP поддерживает, как асинхронный режим с 8 битами данных без бита четности (согласуется со свойствами последовательного интерфейса, имеющегося практически на всех ЭВМ), так и побитовый синхронный режим. Протокол содержит в себе три составные части:
Метод инкапсуляции дейтограмм при передаче по последовательным коммуникационным каналам.
Протокол LCP для установления, конфигурирования и тестирования информационных каналов
Набор протоколов NCP для установки и конфигурирования различных протоколов сетевого уровня.
Протокол управления каналом (LCP - Link Control Protocol) является частью PPP. Идеология NCP реализована и в протоколе TCP. Каждый кадр PPP начинается и завершается флагом 0x7E. За стартовым флагом-октетом следует байт адреса, который всегда равен 0xFF. Формат кадра PPP представлен на рисунке 3.5.1. Кадр ppp может содержать только целое число байт. При инкапсуляции других пакетов в PPP используется бит-ориентированный протокол HDLC (High-level Data Link Control).
Рис. 3.5.1 Формат кадра в протоколе PPP
Поле адрес всегда содержит байт 0xff (смотри также HDLC). Это указывает на то, что все станции должны принять этот кадр, и исключает необходимость выделения каких-то специальных адресов. Байт управления всегда равен 0x03, что указывает на ненумерованный тип кадра. По умолчанию кадры PPP передаются в режиме "без установления соединения". Если требуется надежная доставка, используется версия, описанная в RFC-1663. Двухоктетное поле протокол сходно по функции с полем тип в кадре Ethernet и определяет то, как следует интерпретировать информационное поле (см. табл. 3.5.1). Значение 0x0021 этого поля говорит о том, что последующее информационное поле содержит в себе IP-дейтограмму. Поле CRC (Cyclic Redundancy Check) представляет собой циклическую контрольную сумму, предназначенную для выявления ошибок при транспортировке PPP-кадра. Применение флагов-ограничителей кадра (0x7E) создает те же проблемы, о которых говорилось при описании SLIP-протокола, - эти байты не могут присутствовать в информационном поле. В синхронном режиме эта проблема решается на аппаратном уровне. При работе в асинхронном режиме для этого используется специальный ESC-символ, равный 0x7D. Когда этот esc-символ встречается в информационном поле, шестой бит в следующем за ним байте инвертируется. Так байт 0x7E будет преобразован в последовательность 0x7D, 0x5E, а байт 0x7D - в два байта 0x7D, 0x5D. Все символы с кодами меньше 0x20 также преобразуются в ESC-последовательности. Например, 0x07 будет преобразован в 0x7D, 0x27. Это необходимо делать, так как управляющие символы могут оказать непредсказуемые воздействия на режим работы драйверов или модемов, используемых в канале. Протокол ppp в отличие от SLIP допускает мультипротокольность и динамическое определение IP-адресов партнеров. Несмотря на определенные преимущества протокола PPP перед SLIP, последний распространен достаточно широко. Не трудно видеть, что все перечисленные физические среды используют последовательный формат передачи информации.
Таблица 3.5.1. Стандартизованные DLL-номера протоколов для PPP (поле протокол)
Протокол PPP при установлении соединения предусматривает процедуру аутентификации, которая является опционной (смотри рис. 3.5.2.). После перехода на сетевой уровень вызывается NCP-протокол, который выполняет необходимую конфигурацию канала.
Рис. 3.5.2. Алгоритм установления соединения PPP
При обнаружении несущей или по инициативе клиента система может попытаться установить соединение. В случае успеха система переходит в фазу аутентификации. Если же и фаза аутентификации завершается благополучно, система выполняет подключение к сети (IP, IPX, Appletalk и т.д.), настройка сетевого уровня производится в рамках протокола NCP. Во всех остальных случаях производится возврат в исходное состояние. Процедура закрытия соединения осуществляется протоколом LCP.
В поле данных PPP-пакета может быть вложен один LCP-пакет, в этом случае в поле протокол должен быть записан код 0xC021 (Link Control Protocol). LCP-протокол служит для установления соединения путем обмена конфигурационными пакетами. По завершении этого обмена система переходит в фазу аутентификации (рис.3.5.2). Формат LCP-пакета показан на рис. 3.5.3.
Рис. 3.5.3. Формат заголовка LCP-пакета
Вслед за заголовком следует поле данных. Поле код (1 октет) идентифицирует модификацию LCP-пакета. Если получен пакет с неизвестным полем код, посылается пакет-отклик “отклонение кода”. Поле идентификатор (1 октет) служит для нахождения соответствия между запросами и откликами. Если получен пакет с неправильным идентификатором, он просто уничтожается. Двухоктетное поле длина определяет размер LCP-пакета, включая размер заголовка. Октеты принятого пакета за пределами, заданными полем длина игнорируются.
В качестве примера можно рассмотреть процедуру подключения персональной ЭВМ к серверу через модем. После того как модем маршрутизатора ответит на вызов модема-клиента и установит физическое соединение, ЭВМ посылает последовательность LCP-пакетов, вложенных в поля данных одного или нескольких PPP-кадров. Это позволяет выбрать необходимые параметры PPP. По завершении этой процедуры посылается последовательность NCP-пакетов, которые конфигурируют сетевой уровень. Вероятно, ЭВМ захочет работать со стеком протоколов TCP/IP, и по этой причине нуждается в IP-адресе. Если провайдер имеет N IP-адресов в резерве, он может подключить одновременно N ЭВМ. Присвоение IP-адреса осуществляется также в рамках NCP-протокола. После этого ЭВИ становится узлом Интернет. Завершение сессии и освобождение IP-адреса выполняется также через NCP-протокол. Разрыв соединения осуществляет протокол LCP.
За полем длина могут следовать поля опций. Опции определяются все сразу на фазе конфигурирования канала. Описание опции содержит однооктетные субполя типа и длины, за которыми следует поле данных. Значения субполя типа представлены в таблице.
| Значение кода поля типа | Назначение опции |
| 0 | Зарезервировано |
| 1 | Maximum-Receive-Unit (указывает максимальный размер блока данных, который может быть принят) |
| 3 | Authentication-Protocol (протокол аутотентификации) |
| 4 | Quality-Protocol (протокол качества) |
| 5 | Magic-Number (магическое число, опция служит для выявления каналов с петлями обратной связи) |
| 6 | Protocol-Field-Compression |
| 7 | Address-and-Control-Field-Compression |
Пакеты конфигурации канала, которые используются при формировании виртуального канала (Configure-Request, Configure-Ack, Configure-Nak и Configure-Reject) . Пакеты закрытия канала (Terminate-Request и Terminate-Ack).
Пакеты поддержания, которые служат для управления и отладки(Code-Reject, Protocol-Reject, Echo-Request, Echo-Reply и Discard-Request).
Аналогом LCP является протокол IPCP (IP Control Protocol). В поле код протокола в этом случае записывается 8021 (RFC-1332). Формат пакета IPCP показан на рис. 3.5.4.
Рис. 3.5.4. Формат пакета IPCP. Младшие биты слева.
Поле тип содержит 2, в поле длина заносится число байт в пакете (?4). В поле протокол сжатия IP заносится код алгоритма сжатия (0х02D - в случае алгоритма Ван Джекобсона). Поле данные может содержать нуль или более октетов. Конфигурационный запрос может потребовать присылки (присвоения) IP-адреса. Для решения этой задачи предусмотрена опция IPCP-пакета, где поле тип=3, длина=6, а последующие 4 байта выделены для IP-адреса, куда отправитель должен его записать. Если туда записаны нули, это говорит о том, что отправитель запрашивает свой IP-адрес.
Протоколы PPP, LCP (Link Control Protocol), CCP (Compression Control Protocol; RFC-1962, -1967), и некоторые другие управляющие протоколы содержат 8-битовые поля код. Значения этих кодов приведены в таблице 3.5.2.
Таблица 3.5.2 Значения поля код LCP-заголовка
| Код | Тип пакета |
|
| 1 | Запрос конфигурации | Configure-Request |
| 2 | Подтверждение конфигурации | Configure-Ack |
| 3 | Не подтверждение конфигурации | Configure-Nak |
| 4 | Отклонение конфигурации | Configure-Reject |
| 5 | Запрос завершения | Terminate-Request |
| 6 | Подтверждение завершения | Terminate-Ack |
| 7 | Отклонение кода | Code-Reject |
| 8* | Отклонение протокола | Protocol-Reject |
| 9* | Запрос отклика | Echo-Request |
| 10* | Эхо-отклик | Echo-Reply |
| 11* | Запрос отмены | Discard-Request |
| 12* | Идентификация | |
| 13* | Остающееся время | |
| 14** | Запрос сброса | |
| 15** | Отклик на запрос сброса | |
| *) Только LCP; | **) Только CCP |
Протокол PPP многолик, он способен поддерживать и многоканальные соединения (RFC-1990). Это бывает полезно при работе через ISDN, X.25, Frame Relay или при необходимости расширить пропускную способность за счет подключения нескольких параллельных каналов (MP - MultiLink Protocol). Так как я не сталкивался со случаями, когда пропускной способности было вполне достаточно, данную модификацию PPP-протокола следует считать крайне важной. При этом одной из проблем является распределение пакетов по каналам и последующее их упорядочение принимающей стороной. Особую осторожность в этом случае следует соблюдать при использовании заполнителей. В этом режиме по виртуальному каналу MultiLink запрещается посылать конфигурационные LCP-пакеты Configure-Request, -Reject, -Ack, -Nak, Terminate-Request или -Ack. Принимающая сторона в случае их обнаружения должна их игнорировать. Применение других LCP-пакетов допускается (например, Code-Reject, Protocol-Reject, Echo-Request, Echo-Reply и Discard-Request).
Формат MP-пакета представлен на рис. 3.5.5.
Рис. 3.5.5. Формат MР-пакета
Поля PID - идентификатор протокола. Субполе B (Beginning) - бит фрагмента = 1 для первого фрагмента PPP и =0 для всех последующих фрагментов. Субполе E (Ending) - бит фрагмента =1 для последнего фрагмента PPP и =0 для всех прочих фрагментов. Поле номер по порядку имеет длину 24 бита. Существует модификация пакета с укороченным кодом (12 бит) номера по порядку. При этом к этому полю отходят 4 нулевые бита после BE00. Выбор длины этого поля осуществляется протоколом LCP. Значение полу увеличивается на 1 при посылке очередного фрагмента. Для вышерасположенных уровней совокупность совместно используемых каналов выглядит, как один виртуальный канал.
При передаче пакетов по каналу Multilink инкапсуляция производится согласно следующим правилам, которые задаются вручную:
Никакого асинхронного управления кодированием символов
Запрет использования магических чисел
Запрещено мониторирование качества канала
Сжатие полей адреса, протокола и управления
Никаких составных кадров
Запрет заполнения с самоописанием (Self-Describing-Padding)
Для предварительно фрагментированных пакетов запрещено дополнение нулями или использование каких-либо иных заполнителей. Рассмотрим пример Multilink-соединения, приведенный на рис. 3.5.6. Канал 1 между двумя системами согласуется сетевыми уровнями NL1, NL2 и MP. Затем эти две системы согласуют с MP канал 2. Кадры, полученные каналом 1, демультиплексируются на канальном уровне согласно сетевому протокольному идентификатору PPP и могут быть посланы NL1, NL2 или MP. Канал 2 примет кадры со всеми сетевыми протокольными идентификаторами, с которыми принимает их канал 1. Кадры, полученные MP, позднее демультиплексируются на сетевом уровне согласно протокольному идентификатору PPP и посылаются NL1 или NL2. Любые кадры, полученные MP для других протоколов сетевого уровня, отбрасываются с помощью стандартного протокольного механизма (Reject).
Рис. 3.5.6. Пример Multilink-конфигурации
Так как межсетевые связи часто используют последовательные каналы (выделенные линии, радиомодемы и пр.), протокол PPP распространен достаточно широко. Протокол PPP служит и для создания межсетевых туннелей (протокол PPTP - Point to Point Tunneling Protocol). Протокол PPTP использует MTU=1532, номер порта 5678 и номер версии 0x0100, пакеты данных здесь транспортируются с использованием протокола инкапсуляции GRE V2 (см. сноску в начале раздела).
Протокол преобразования адресов ARP
4.4.6 Протокол преобразования адресов ARP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Любое устройство, подключенное к локальной сети (Ethernet, FDDI и т.д.), имеет уникальный физический сетевой адрес, заданный аппаратным образом. 6-байтовый Ethernet-адрес выбирает изготовитель сетевого интерфейсного оборудования из выделенного для него по лицензии адресного пространства. Если у машины меняется сетевой адаптер, то меняется и ее Ethernet-адрес.
4-байтовый IP-адрес задает менеджер сети с учетом положения машины в сети Интернет. Если машина перемещается в другую часть сети Интернет, то ее IP-адрес должен быть изменен. Преобразование IP-адресов в сетевые выполняется с помощью arp-таблицы. Каждая машина сети имеет отдельную ARP-таблицу для каждого своего сетевого адаптера. Не трудно видеть, что существует проблема отображения физического адреса (6 байт для Ethernet) в пространство сетевых IP-адресов (4 байта) и наоборот.
Протокол ARP (address resolution protocol, RFC-826) решает именно эту проблему - преобразует ARP- в Ethernet-адреса.
Рассмотрим процедуру преобразования адресов при отправлении сообщения. Пусть прикладная программа одной ЭВМ отправляет сообщение другой. Прикладной программе IP-адрес места назначения обычно известен. Для определения Ethernet-адреса просматривается ARP-таблица. Если для требуемого IP-адреса в ней присутствует Ethernet-адрес, то формируется и посылается соответствующий пакет. Если же с помощью ARP-таблицы не удается преобразовать адрес, то выполняется следующее:
1. Всем машинам в сети посылается пакет с ARP-запросом (с широковещательным Ethernet-адресом места назначения).
2. Исходящий IP-пакет ставится в очередь.
Каждая машина, принявшая ARP-запрос, в своем ARP-модуле сравнивает собственный IP-адрес с IP-адресом в запросе. Если IP-адрес совпал, то прямо по Ethernet-адресу отправителя запроса посылается ответ, содержащий как IP-адрес ответившей машины, так и ее Ethernet-адрес. После получения ответа на свой ARP-запрос машина имеет требуемую информацию о соответствии IP и Ethernet-адресов, формирует соответствующий элемент ARP-таблицы и отправляет IP-пакет, ранее поставленный в очередь. Если же в сети нет машины с искомым IP-адресом, то ARP-ответа не будет и не будет записи в ARP-таблицу. Протокол IP будет уничтожать IP-пакеты, предназначенные для отправки по этому адресу.
Протоколы верхнего уровня не могут отличить случай повреждения в среде ethernet от случая отсутствия машины с искомым IP-адресом. Во многих реализациях в случае, если IP-адрес не принадлежит локальной сети, внешний порт сети (gateway) или маршрутизатор откликается, выдавая свой физический адрес (режим прокси-ARP).
Функционально, ARP делится на две части. Одна - определяет физический адрес при посылке пакета, другая отвечает на запросы других машин. ARP-таблицы имеют динамический характер, каждая запись в ней "живет" определенное время после чего удаляется. Менеджер сети может осуществить запись в ARP-таблицу, которая там будет храниться "вечно". ARP-пакеты вкладываются непосредственно в ethernet-кадры. Формат arp-пакета показан на рис. 4.4.6.1.
Рис. 4.4.6.1. Формат пакета ARP
HA-Len
- длина аппаратного адреса; PA-Len – длина протокольного адреса (длина в байтах, например, для IP-адреса PA-Len=4). Тип оборудования - это тип интерфейса, для которого отправитель ищет адрес; код содержит 1 для Ethernet. Ниже представлена таблица 4.4.6.1 кодов оборудования.
Таблица 4.4.6.1. Коды оборудования
| Код типа протокола | Описание | |
| Десятичное значение | Hex | |
| 512 | 0200 | XEROX PUP |
| 513 | 0201 | PUP трансляция адреса |
| 1536 | 0600 | XEROX NS IDP |
| 2048 | 0800 | DOD Internet протокол (IP) |
| 2049 | 0801 | X.75 Internet |
| 2050 | 0802 | NBS Internet |
| 2051 | 0803 | ECMA Internet |
| 2052 | 0804 | Chaosnet |
| 2053 | 0805 | X.25 уровень 3 |
| 2054 | 0806 | Протокол трансляции адреса (ARP) |
| 2055 | 0807 | XNS совместимость |
| 2560 | 0A00 | Xerox IEEE-802.3 PUP |
| 4096 | 1000 | Bercley Trailer |
| 21000 | 5208 | BBN Simnet |
| 24577 | 6001 | DEC MOP Dump/Load |
| 24578 | 6002 | DEC MOP удаленный терминал |
| 24579 | 6003 | DEC DECnet фаза IV |
| 24580 | 6004 | DEC LAT |
| 24582 | 6005 | DEC |
| 24583 | 6006 | DEC |
| 32773 | 8005 | HP Probe |
| 32784 | 8010 | Excelan |
| 32821 | 8035 | Реверсивный протокол ARP (RARP) |
| 32824 | 8038 | DEC LANbridge |
| 32923 | 8098 | Appletalk |
| 33100 | 814C | SNMP |
/p> Поле код операции определяет, является ли данный пакет ARP-запросом (код = 1), ARP-откликом (2), RARP-запросом (3), или RARP-откликом (4). Это поле необходимо, как поле тип кадра в Ethernet пакетах, они идентичны для ARP-запроса и отклика.
ARP-таблицы строятся согласно документу RFC-1213 и для каждого IP-адреса содержит четыре кода:
| ifindex | Физический порт (интерфейс), соответствующий данному адресу; |
| Физический адрес | MAC-адрес, например Ethernet-адрес; |
| IP-адрес | IP-адрес, соответствующий физическому адресу; |
| тип адресного соответствия | это поле может принимать 4 значения: 1 - вариант не стандартный и не подходит ни к одному из описанных ниже типов; 2 - данная запись уже не соответствует действительности; 3 - постоянная привязка; 4 - динамическая привязка; |
arp 192.148.166.129
Name: semenov.itep.ru
Address: 192.148.166.129 (IP-адрес моей персональной ЭВМ)
Aliases: yas
А команда
arp nb
выдаст запись
nb (193.124.224.60) at 0:80:ad:2:24:b7 (запись для NetBlazer ИТЭФ)
ARP запросы могут решать и другие задачи. Так при загрузке сетевого обеспечения ЭВМ такой запрос может выяснить, а не присвоен ли идентичный IP-адрес какому-то еще объекту в сети. При смене физического интерфейса такой запрос может инициировать смену записи в ARP-таблице.
Протокол реального времени RTP
4.4.9.2 Протокол реального времени RTP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Следует иметь в виду, что сам по себе RTP не обеспечивает своевременной доставки и не предоставляет каких-либо гарантий уровня сервиса (QoS. Этот протокол не может гарантировать также корректного порядка доставки данных. Правильный порядок выкладки информации может быть обеспечен принимающей стороной с помощью порядковых номеров пакетов. Такая возможность крайне важна практически всегда, но особое внимание этому уделяется при восстановлении передаваемого изображения.
На практике протокол RTP не отделим от протокола RTCP (RTP control protocol). Последний служит для мониторинга qos и для передачи информации об участниках обмена в ходе сессии.
RTP гибкий протокол, который может доставить приложению нужную информацию, его функциональные модули не образуют отдельный слой, а чаще встраиваются в прикладную программу. Протокол RTP не является жестко регламентирующим.
При организации аудио- конференции каждый участник должен иметь адрес и два порта, один для звуковых данных, другой для управляющих RTCP-пакетов. Эти параметры должны быть известны всем участникам конференции. При необходимости соблюдения конфиденциальности информация и пакеты управления могут быть зашифрованы. При аудио конференциях каждый из участников пересылает небольшие закодированные звуковые фрагменты длительностью порядка 20 мсек. Каждый из таких фрагментов помещается в поле данных RTP-пакета, который в свою очередь вкладывается в UDP-дейтограмму.
Заголовок пакета RTP определяет, какой вид кодирования звука применен (PCM, ADPCM или LPC), что позволяет отправителю при необходимости сменить метод кодирования, если к конференции подключился новый потребитель с определенными ограничениями или сеть требует снижения скорости передачи.
При передаче звука весьма важным становится взаимное положение закодированных фрагментов во времени. Для решения задачи корректного воспроизведения заголовки пакетов RTP содержат временную информацию и порядковые номера. Порядковые номера позволяют не только восстановить правильный порядок фрагментов, но и определить число потерянных пакетов-фрагментов.
Так как участники конференции могут появляться и исчезать по своему усмотрению, полезно знать, кто из них присутствует в сети в данный момент, и как до них доходят передаваемые данные. Для этой цели периодически каждый из участников транслирует через порт RTCP мультикастинг-сообщение, содержащее имя участника и диагностические данные. Узел-участник конференции шлет пакет BUY (RTCP), если он покидает сессию.
Если в ходе конференции передается не только звук но и изображение, они передаются как два независимых потока с использованием двух пар UDP-портов. RTCP-пакеты посылаются независимо для каждой из этих двух сессий.
На уровне RTP не существует какой-либо взаимосвязи между аудио- и видео сессиями. Только RTCP-пакеты несут в себе одни и те же канонические имена участников.
В некоторых случаях можно столкнуться с ситуацией, когда один из участников конференции подключен к сети через узкополосный канал. Было бы не слишком хорошо требовать от всех участников перехода на кодировку, соответствующую этой малой полосе. Для того чтобы этого избежать, можно установить преобразователь, называемый смесителем, в непосредственной близости от узкополосной области.
Смеситель преобразует поток аудио-пакетов в следовательность пакетов, которая соответствует возможностям узкополосного канала. Эти пакеты могут быть уникастными (адресованными одному получателю) или мультикастными. Заголовок RTP включает в себя средства, которые позволяют мультиплексорам идентифицировать источники, внесшие вклад. Так что получатель может правильно идентифицировать источник звукового сигнала.
Некоторые участники конференции, использующие широкополосные каналы, не доступны для IP-мультикастинга (например, находятся за Firewall). Для таких узлов смесители не нужны, здесь используется другой RTP-уровень передачи, называемый трансляцией. Устанавливается два транслятора по одному с каждой из сторон Firewall. Внешний транслятор передает мультикастинг-пакеты по безопасному каналу внутреннему транслятору. Внутренний же транслятор рассылает их подписчикам локальной сети обычным образом.
Смесители и трансляторы могут выполнять и другие функции, например, преобразование IP/UDP пакетов в ST-II при видео конференциях.
Определения
Поле данных RTP: Информация, пересылаемая в пакете RTP, например фрагменты звука или сжатые видео данные.
Пакет RTP: Информационный пакет, содержащий фиксированный заголовок. Один пакет транспортного нижнего уровня, например UDP, обычно содержит один RTP-пакет, но это требование не является обязательным. Поле источников информации может быть пустым.
Пакет RTCP: Управляющий пакет, содержащий фиксированный заголовок сходный с RTP, за которым следуют структурные элементы, зависящие от типа RTCP-пакета. Обычно несколько RTCP-пакетов посылаются как составной RTCP-пакет, вложенный в дейтограмму нижележащего уровня.
Транспортный адрес: Комбинация сетевого адреса и порта, которая идентифицирует конечную точку канала (например, IP-адрес и UDP-порт). Пакеты следуют от транспортного адреса отправителя к транспортному адресу получателя.
Сессия RTP: Период с момента установления группы участников RTP-обмена до ее исчезновения. Для каждого из участников сессия определяется конкретной парой транспортных адресов (сетевой адрес и номера портов для RTP и RTCP). Транспортный адрес места назначения может быть общим для всех участников сессии. Допускается реализация нескольких сессий для каждого из участников одновременно.
Источник синхронизации (SSRC): Источник потока RTP-пакетов, определяется 32-битным числовым SSRC-идентификатором, который записывается в заголовок RTP-пакета и не зависит от сетевого адреса. Все пакеты от источника синхронизации образуют часть с идентичной временной привязкой и нумерацией. Эти данные используются принимающей стороной при воспроизведении. Источниками синхронизации могут служить источники первичного сигнала (микрофоны или видеокамеры), а также RTP-смесители. SSRC-идентификатор представляет собой случайное число, которое является уникальным для данной RTP-сессии. Участник сессии не должен использовать один и тот же SSRC-идентификатор для всех RTP-сессий мультимедийного набора. Если участник формирует несколько потоков в рамках одной RTP-сессии (например, от нескольких видеокамер), каждый участник должен быть снабжен уникальным SSRC-идентификатором.
Информационный источник CSRC (contributing source): Источник потока RTP-пакетов, который вносит вклад в общий поток, формируемый RTP-смесителем. Смеситель вставляет список SSRC-идентификаторов, которые идентифицируют парциальные источники, в заголовок RTP-пакетов. Этот список называется CSRC-списком. Примером приложения может быть аудио-конференция, где смеситель отмечает всех говорящих, чей голос порождает исходящие пакеты. Это позволяет принимающей стороне идентифицировать говорящего, хотя все пакеты имеют один и тот же SSRC-идентификатор.
Оконечная система: Приложение, которое генерирует или воспринимает данные, посылаемые в виде RTP-пакетов. Оконечная система может выступать в качестве одного или нескольких источников синхронизации для конкретной сессии.
Смеситель: Промежуточная система, которая получает RTP-пакеты от одного или нескольких источников, при необходимости меняет их формат, объединяет и пересылает их адресатам. Так как временная привязка входных пакетов может отличаться, смеситель осуществляет их синхронизацию и генерирует свой собственный поток RTP-пакетов. Таким образом все посылаемые пакеты имеют в качестве источника синхронизации смеситель.
Транслятор: Промежуточная система, которая переадресует RTP-пакеты, не изменяя их идентификаторы источника синхронизации. Такие устройства используются для преобразования системы кодирования, перехода от мультикастинг- к традиционной уникаст-адресации или при работе с Firewall.
Монитор: Приложение, которое получает RTCP-пакеты, посланные участниками RTP-сессии, в частности диагностические сообщения, производит оценку состояния связи, копит долгосрочную статистику обмена.
Все целочисленные поля передаются в соответствии c сетевым порядком, т.е. старший байт следует первым (big-endian). Порядок передачи описан подробно в работе [3]. Если не оговорено обратного все цифровые константы являются десятичными. Все поля заголовка выравниваются по их естественным границам, т.е. 16-битовые поля имеют четное смещение, а 32-битные имеют адрес, кратный 4. Октеты-заполнители содержат нули.
Абсолютное время представляется с помощью временных меток в соответствии с форматом NTP (network time protocol), который характеризует время в секундах от начала суток (UTC) 1 января 1900 [4]. Полное разрешение временной метки NTP определяется 64-битовым числом с фиксированной запятой без знака. Целочисленная часть задается первыми 32 битами, а дробная часть последними. В некоторых полях, где допустимо более компактное представление, используются только средние 32 бита (16 бит целочисленная часть и 16 бит дробная).
Заголовок RTP-пакета имеет следующий формат (см. рис. 4.4.9.2.1).
Рис. 4.4.9.2.1. Заголовок пакета RTP
Первые 12 октетов присутствуют во всех RTP-пакетах, в то время как список CSRC-идентификаторов присутствует только, когда пакет формируется смесителем. Поля имеют следующие назначения:
v (Версия): 2 бита
Это поле идентифицирует версию протокола RTP. В настоящее время в это поле записывается код 2. Значение 1 использовалось в опытной версии RTP, а код 0 – в аудио приложении "vat".
p (Заполнитель): 1 бит
Если Р=1, пакет содержит один или более дополнительных октетов-заполнителей в конце поля данных (заполнители не являются частью поля данных). Последний октет заполнителя содержит число октетов, которые должны игнорироваться. Заполнитель нужен при использовании некоторых алгоритмов шифрования при фиксированном размере блоков или при укладке нескольких RTP-пакетов в один UDP.
x (Расширение): 1 бит
Если бит Х=1, далее следует фиксированный заголовок, за которым размещается одно расширение заголовка.
CC(CSRC count – число CSRC): 4 бита
Число CSRC содержит код количества csrc-идентификаторов, которые записаны в пакете.
M (маркер): 1 бит
Интерпретация маркера определяется профайлом. Предполагается разрешить выделять в потоке пакетов существенные события, такие как границы кадра. Профайл может определить дополнительные маркерные биты или специфицировать отсутствие маркерных битов путем изменения числа битов в поле PT.
PT(Тип данных): 7 бит
Это поле идентифицирует формат поля данных RTP-пакета и определяет интерпретацию его приложением. Могут быть определены дополнительные коды типа данных. Исходный набор кодов по умолчанию для аудио и видео задан в профайле Internet-draft draft-ietf-avt-profile, и может быть расширен в следующих редакциях стандарта assigned numbers (RFC-1700) [5].
Номер по порядку: 16 бит
Номер по порядку инкрементируется на 1 при посылке очередного RTP-пакета данных, этот код может использоваться получателем для регистрации потерь пакетов и для восстановления истинного порядка присланных фрагментов. Начальное значение кода является случайным. Алгоритм генерации таких кодов рассмотрен в [6].
Временная метка: 32 бита
Временная метка соответствует времени стробирования для первого октета в информационном RTP-пакете. Время стробирования должно быть получено от часов, показания которых увеличиваются монотонно и линейно, чтобы обеспечить синхронизацию и вычисление временного разброса. Разрешающая способность часов должна быть достаточной для обеспечения приемлемой точности синхронизации (одного тика на видео кадр обычно не достаточно). Частота часов зависит от формата данных и задается статически в профайле, в спецификации поля данных, или динамически средствами, выходящими за пределы спецификации протокола RTP. Если RTP-пакеты генерируются периодически, используется временная привязка, определенная задающим генератором стробирования, а не показаниями системных часов.
Начальное значение временной метки является случайным. Несколько последовательных RTP-пакетов могут иметь идентичные временные метки, если логически они генерируются одновременно (например, относятся к и тому же видео кадру).
SSRC: 32 бита
Поле SSRC идентифицирует источник синхронизации. Этот идентификатор выбирается случайным образом, так чтобы в пределах одной RTP-сессии не было двух равных SSRC-кодов. Все приложения должны быть способны выявлять случаи равенства SSRC-кодов. Если отправитель изменяет свой транспортный адрес, он должен также сменить и SSRC-идентификатор.
CSRC-список: от 0 до 15 элементов, по 32 бита каждый
CSRC-список идентифицирует источники информации, которые внесли свой вклад в поле данных пакета. Число идентификаторов задается полем CC. Если число источников больше 15, только 15 из них могут быть идентифицированы.
Для эффективной реализации протокола число точек мультиплексирования должно быть минимизировано. В RTP, мультиплексирование осуществляется по транспортным адресам мест назначения, которые определены RTP-сессией. Использование пакетов с различным типом поля данных но с идентичным ssrc создает определенные проблемы:
1. Если один из типов данных будет изменен в ходе сессии, нет универсальных средств для определения, какое из старых значений следует заменить на новое.
2. ssrc определено для идентификации одного пространства номеров и временных меток. Совместное использование нескольких типов данных в общем потоке может потребовать разных средств синхронизации и разной нумерации, чтобы определять, какой из типов пакетов потерян.
3. RTCP-сообщения отправителя и получателя могут описать только одно пространство номеров и временных меток для каждого SSRC и не имеют поля типа данных.
4. RTP-смеситель не сможет объединять перекрывающиеся потоки при условии их несовместимости.
5. Работа со многими средами в пределах одной RTP-сессии предполагает: использование различных сетевых путей или разного размещения сетевых ресурсов; приема только одного субнабора, например аудио, когда видео недоступно из-за недостатка широкополосности.
Использование различных ssrc для каждого вида среды, при посылке их в пределах одной RTP-сессии позволяет преодолеть первые три проблемы.
Хотя существующие RTP-заголовки позволяют решать широкий круг проблем, предусмотрена возможность их модификации с помощью профайлов. При этом сохраняется возможность контроля и мониторирования с использованием стандартных средств.
Бит маркера и поле типа данных содержат информацию, задаваемую профайлом, но они размещаются в стандартном заголовке, так как нужны многим приложениям. Октет, где размещаются эти поля, может быть переопределен профайлом. При любом числе маркерных битов один должен размещаться в старшем разряде октета, так как это необходимо для мониторирования потока.
Дополнительная информация, которая необходима для конкретного формата поля данных, такая как тип видео-кодирования, должна транспортироваться в поле данных пакета. Это может быть заголовок, присутствующий в начале поля данных.
Если конкретное приложение нуждается в дополнительных возможностях, которые не зависят от содержимого поля данных, профайл данного приложения должен определить дополнительные фиксированные поля, следующие непосредственно после поля SSRC существующего заголовка пакета. Эти приложения смогут получить доступ к этим дополнительным полям, при этом сохраняются все стандартные средства контроля и мониторинга, так как они базируются на первых 12 октетах заголовка.
В протоколе RTP предусмотрен механизм расширений заголовка, который позволяет модифицировать заголовок и экспериментировать с новыми форматами поля данных. Этот механизм устроен так, что расширения заголовка могут игнорироваться приложениями, которые не нуждаются в расширениях.
Расширения заголовка предназначены для ограниченного использования. И многие приложения лучше реализовать, используя профайл. Формат реализации расширений показан на рис. 4.4.9.2.2.
Рис. 4.4.9.2.2. Формат расширения заголовка
Если бит x в RTP-заголовке равен 1, то к заголовку добавлено расширение переменной длины, за которым может следовать список csrc. Расширение заголовка содержит 16-битовое поле длины, определяющее число 32-битных слов в расширении, исключая 4-октета заголовка расширения (т.о. значения поля длина, равное нулю вполне допустимо). Информационный заголовок RTP может иметь только одно расширение. Для того чтобы обеспечить работу различных приложений с различными расширениями заголовка или чтобы обеспечить работу с более чем одним типом расширений, первые 16 бит расширения заголовка остаются свободными для выбора идентификаторов или параметров. Формат этих 16 бит определяется спецификацией профайла, с которым работает приложение.
Кроме оконечных систем RTP поддерживает трансляторы и смесители, которые рассматриваются как промежуточные системы на уровне RTP.
RTP транслятор/смеситель соединяет две или более области на транспортном уровне. Обычно каждая область определяется сетью и транспортным протоколом (например, ip/udp), мультикаст-адресом или парой уникаст-адресов, а также портом назначения транспортного уровня. Одна система может служить транслятором или смесителем для нескольких RTP сессий.
Для того чтобы исключить зацикливание при использовании транслятора или смесителя следует придерживаться следующих правил:
Каждая из областей, соединенных транслятором или смесителем, участвующих в одной RTP-сессии должна отличаться от всех других, по крайней мере, одним параметром (протоколом, адресом, портом) или должна быть изолирована от других на сетевом уровне.
Следствием первого правила является то, что области не должны быть соединены более чем одним смесителем или транслятором.
Аналогично все оконечные системы RTP, которые взаимодействуют через один или более трансляторов или смесителей, принадлежат одной и той же ssrc-области, т.е., ssrc-идентификаторы должны быть уникальными для задействованных оконечных систем. Существует большое разнообразие трансляторов и смесителей, спроектированных для решения различных задач и приложений. Некоторые служат для шифрования/дешифрования несущих дейтограмм. Различие между смесителями и трансляторами заключается в том, что последние пропускают через себя потоки данных, при необходимости их преобразуя, а смесители объединяют несколько потоков в один.
Транслятор. Переадресует RTP-пакеты, не изменяя их SSRC-идентификаторы. Это позволяет получателям идентифицировать отдельные источники, даже если пакеты от всех источников проходят через один общий транслятор и имеют сетевой адрес транслятора. Некоторые типы трансляторов передают данные без изменений, другие кодируют данные и соответственно изменяют коды типа данных и временные метки. Приемник не может заметить присутствия транслятора.
Смеситель. Принимает потоки RTP- данных от одного или нескольких источников, может изменять формат данных, определенным образом объединяет потоки и затем формирует из них один общий поток. Так как объединяемые потоки не синхронизованы, смеситель производит синхронизацию потоков и формирует свою собственную временную шкалу для исходящего потока. Смеситель является источником синхронизации. Таким образом, все пакеты данных, переадресованные смесителем, будут помечены SSRC-идентификатором смесителя. Для того чтобы сохранить информацию об источниках исходных данных, смеситель должен внести свои SSRC-идентификаторы в список CSRC-идентификаторов, который следует за фиксированным RTP-заголовком пакета. Смеситель, который, кроме того, вносит в общий поток свою составляющую, должен включить свой собственный SSRC-идентификатор в CSRC-список для данного пакета.
Для некоторых приложений смеситель может не идентифицировать источники в CSRC-списке. Однако это создает опасность того, что петли, включающие эти источники, не смогут быть выявлены.
Преимуществом смесителя перед транслятором для аудио- приложений является то, что выходная полоса не превосходит полосы одного источника, даже когда в сессии на входе смесителя присутствуют несколько участников. Недостатком является то, что получатели с выходной стороны не имеют никаких средств для контроля того, какой из источников передает данные даже в случае наличия дистанционного управления смесителем.
Рис. 4.4.9.2.3 Пример RTP сети с оконечными системами, смесителями и трансляторами
Некоторый набор смесителей и трансляторов представлен на рис. 4.4.9.2.3. Здесь показано их влияние на SSRC и CSRC-идентификаторы. Оконечные системы обозначены символами ES и выделены желтым цветом. Трансляторы обозначены буквами TRS (на рисунке овалы голубого цвета) и смесители обозначены как MUX (прямоугольники сиреневого цвета). Запись "M1:13(1,17)" обозначает пакет отправленный смесителем MUX1, который идентифицируется случайным значением SSRC 13 и двумя CSRC-идентификаторами 1 и 17, скопированными с SSRC-идентификаторов пакетов оконечных систем ES1 и ES2.
Последовательное включение смесителей
В RTP- сессии могут быть задействованы несколько смесителей и трансляторов, как это показано на рис. 4.4.9.2.3. Если два смесителя включены последовательно, так как MUX2 и MUX3, пакеты полученные смесителем могут быть уже объединены и включать CSRC-список со многими идентификаторами. Cмеситель (MUX3) должен формировать CSRC-список для исходящих пакетов, используя CSRC-идентификаторы уже смешанных входных пакетов (выход MUX2) и SSRC-идентификаторы несмешанных входных пакетов, поступивших от ES9 (E:36). Это отмечено на рисунке для выходных пакетов смесителя MUX3 как M3:99(9,11,36). Если число идентификаторов в списке CSRC превышает 15, остальные не могут быть туда включены.
SSRC-идентификаторы в RTP-заголовках и в различных полях RTCP-пакетов являются случайными 32-битовыми числами, которые должны быть уникальными в рамках RTP-сессии. Очень важно, чтобы одни и те же числа не были использованы несколькими участниками сессии.
Недостаточно использовать в качестве идентификатора локальный сетевой адрес (такой как IPv4), так как может быть не уникальным. Так как RTP трансляторы и смесители допускают работу с сетями, использующими различные адресные пространства, это допускает их случайное совпадение с большей вероятностью, чем в случае использования случайных чисел.
Не приемлемо также получать идентификаторы SSRC путем простого обращения к функции random() без тщательной инициализации.
Так как идентификаторы выбраны случайным образом, существует малая, но конечная вероятность того, что два или более источников выберут одно и то же число. Столкновение более вероятно, если все источники стартуют одновременно. Если N число источников, а L длина идентификатора (в нашем случае, 32 бита), вероятность того, что два источника независимо выберут одно и то же значение (для больших N [8]) составляет 1 - exp(-N2 / 2(L+1)). Для N=1000, вероятность примерно равна 10-4.
Типовое значение вероятности столкновения много меньше худшего случая, рассмотренного выше. Рассмотрим случай, когда новый источник подключается к RTP-сессии, в которой все остальные источники уже имеют уникальные идентификаторы. Если N равно числу источников, а L длина идентификатора, вероятность столкновения равна N / 2L. Для N=1000, вероятность составит около 2*10-7.
Вероятность столкновения уменьшается еще больше в случае, когда новый источник получает пакеты других участников до того, как передаст свой первый пакет. Если новый источник отслеживает идентификаторы других участников, он легко может устранить вероятность конфликта.
Преодоление столкновений и детектирование петель
Хотя вероятность столкновения идентификаторов SSRC довольно мала, все RTP реализации должны быть готовы обнаруживать столкновения и предпринимать адекватные меры для их преодоления. Если источник обнаруживает в какой-либо момент, что другой источник использует тот же идентификатор SSRC, он посылает пакет RTCP BYE для старого идентификатора и выбирает новый. Если получатель обнаруживает, что два других источника имеют равные идентификаторы (столкновение), он может воспринимать пакеты от одного и игнорировать от другого до тех пор, пока это не будет зарегистрировано отправителями или CNAME.
Так как идентификаторы уникальны, они могут использоваться для детектирования петель, которые могут создаваться смесителем или транслятором. Петля приводит к дублированию данных и управляющей информации:
Транслятор может некорректно переадресовать пакет некоторой мультикастинг-группе, откуда этот пакет получен. Это может быть сделано непосредственно или через цепочку трансляторов. В этом случае один и тот же пакет появится несколько раз, приходя от разных сетевых источников.
Два транслятора некорректно поставленные в параллель, т.е., с одними и теми же мультикастными группами на обеих сторонах будут направлять пакеты от одной мультикастной группы к другой. Однонаправленные трансляторы могут создать две копии; двунаправленные трансляторы могут образовать петлю.
Смеситель может замкнуть петлю путем посылки пакета по адресу, откуда он был получен. Это может быть выполнено непосредственно, через смеситель или через транслятор.
Источник может обнаружить, что его собственный пакет движется по кругу, или что пакеты других источников осуществляют циклическое движение.
Оба вида петель и столкновения приводят к тому, что пакеты приходят с тем же самым SSRC-идентификатором, но с разными транспортными адресами, которые могут принадлежать оконечной или какой-то промежуточной системе. Следовательно, если источник меняет свой транспортный адрес, он должен также выбрать новый SSRC-идентификатор с тем, чтобы ситуация не была интерпретирована, как зацикливание. Петли или столкновения, происходящие на дальней стороне транслятора или смесителя, не могут быть детектированы с использованием транспортного адреса источника, если все копии пакетов идут через транслятор или смеситель. Однако, столкновения могут быть детектированы, когда фрагменты двух RTCP SDES пакетов содержат равные SSRC-идентификаторы, но разные коды CNAME (см. описание протокола RTCP).
Для того чтобы детектировать и устранять конфликты, реализации RTP должны содержать алгоритм, аналогичный описанному ниже. Он игнорирует пакеты от нового источника, которые входят в противоречие с работающим источником. Алгоритм разрешает конфликты с SSRC-идентификаторами участников путем выбора нового идентификатора и посылки RTCP BYE для старого. Однако, когда столкновение вызвано зацикливанием собственных пакетов участников сессии, алгоритм выбирает новый идентификатор только раз и после этого игнорирует пакеты от транспортного адреса, вызвавшего зацикливание. Это требуется для того, чтобы избежать потока пакетов BYE.
Этот алгоритм зависит от равенства транспортных адресов для RTP и RTCP пакетов источника. Алгоритм требует модификации приложений, которые не отвечают этому ограничению.
Этот алгоритм требует наличия таблицы транспортных адресов источников, упорядоченных по их идентификаторам. В таблицу заносятся адреса, откуда данный идентификатор был впервые получен. Каждый SSRC или CSRC идентификатор, полученный с информационным или управляющим пакетом ищется в этой таблице, для того чтобы корректно обработать полученные данные. Для управляющих пакетов каждый элемент с его собственным SSRC, например, фрагмент SDES, требует отдельного просмотра. SSRC в сообщениях-отчетах составляют исключение. Если SSRC или CSRC не найдены, создается новая запись в таблице. Эти записи в таблице удаляются, когда приходит пакет RTCP BYE с соответствующим кодом SSRC, или когда достаточно долго не приходит вообще никаких пакетов.
Для того чтобы отслеживать зацикливание собственных пакетов участников, необходимо также завести отдельный список транспортных адресов источников, которые считаются конфликтными. Заметим, что это должен быть короткий список, обычно пустой. Каждый элемент этого списка хранит адрес источника и время, когда был получен последний конфликтный пакет. Элемент может быть удален из списка, когда за время 10 периодов посылки RTCP сообщений-отчетов не прибыло ни одного конфликтного пакета.
Предполагается, что собственные идентификаторы и состояния участников записаны в таблицу идентификаторов источников.
IF SSRC или CSRC-идентификатор не найден в таблице идентификаторов источников:
THEN создать новую запись и внести туда транспортный адрес источника и SSRC или
CSRC вместе с кодом состояния.
CONTINUE (продолжить) обычную процедуру обработки.
Идентификатор найден в таблице
IF транспортный адрес источника из пакета совпадает с одним из записанных в таблице:
THEN CONTINUE Продолжить обычную процедуру обработки.
Обнаружено столкновение идентификаторов или зацикливание
IF идентификатор источника не совпадает с собственным идентификатором участника:
THEN IF идентификатор источника совпадает с тем, что содержится в фрагменте RTCP SDES содержащем элемент CNAME, который отличается от CNAME из рекорда таблицы:
THEN (опционно) Случилось столкновение посторонних идентификаторов.
ELSE (опционно) Случилось зацикливание.
ABORT Прервать обработку информационного или управляющего пакета.
Столкновение для идентификатора участника или зацикливание его пакетов
IF транспортный адрес найден в списке конфликтных адресов:
THEN IF идентификатор источника не найден во фрагменте RTCP SDES, содержащем CNAME, или если CNAME принадлежит участнику:
THEN (опционно) случилось зацикливание собственного трафика.
Записать текущее время в соответствующую запись таблицы конфликтных адресов.
ABORT (прервать) обработку информационного или управляющего пакета.
Зафиксировать факт столкновения.
Внести новую запись в таблицу конфликтных адресов и зафиксировать время записи.
Послать пакет RTCP BYE с идентификатором SSRC.
Выбрать новый идентификатор.
Внести новую запись в таблицу идентификаторов источников со старым SSRC, транспортным адресом источника обработанного пакета.
CONTINUE Продолжить обычную процедуру обработки.
В этом алгоритме все пакеты от вновь конфликтующих источников будут игнорироваться, а пакеты от исходного источника будут приниматься. Если в течение достаточно протяженного периода времени пакеты от исходного источника не приходят, соответствующая запись в таблице будет аннулирована.
Когда из-за столкновения выбран новый SSRC-идентификатор, кандидат-идентификатор должен быть сверен с содержимым таблицы идентификаторов. Если такой код там уже имеется, должен быть выбран другой кандидат и процедура сверки повторена.
Зацикливание информационных мультикастинг-пакетов может вызвать сильную перегрузку сети. Все смесители и трансляторы должны реализовывать алгоритм детектирования зацикливания с тем, чтобы немедленно прервать этот опасный процесс. Это должно уменьшить лишний трафик. Однако, в крайних случаях, где смеситель или транслятор не прерывают зацикливание, может быть необходимо для оконечных систем прервать передачу.
Когда необходимо шифрование RTP или RTCP, все октеты будут инкапсулированы в одну дейтограмму нижележащего уровня и зашифрованы как единое целое. Для RTCP в начало последовательности перед шифрованием добавляется 32-битное случайное число, чтобы предотвратить возможные атаки. В случае RTP никаких префиксов не требуется, так как порядковый номер и временная метка и без того являются случайными числами.
Алгоритмом шифрования по умолчанию является DES (Data Encryption Standard), работающий в режиме CBC (Cipher Block Chaining), как это описано в RFC 1423 [9], за исключением того, что используется заполнение кратное 8 октетам. Инициализационный вектор равен нулю, так как для RTP-заголовка используются случайные числа. Более подробно о векторах инициализации можно прочесть в [10]. Приложения, которые используют шифрование должны поддерживать алгоритм DES в режиме CBC. Этот метод выбран потому, что он показал на практике свою эффективность при работе с аудио и видео приложениями в Интернет. Возможно применение и других криптографических средств.
В качестве альтернативы шифрованию на уровне RTP, можно определить дополнительные типы поля данных для шифрованных полей данных в профайлах. Этот метод позволяет шифровать только данные, в то время как заголовки остаются незашифрованными. Это может оказаться полезным для реализации шифрования и дешифрования.
Для обеспечения демультиплексирования RTP полагается на нижележащий протокольный уровень. Для UDP и сходных с ним протоколов, RTP использует четные номера портов, а соответствующие RTCP-потоки используют нечетные номера портов. Если приложению предлагается использовать нечетный номер RTP-порта, этот номер должен быть заменен на ближайший четный меньше исходного.
Информационные RTP-пакеты не имеют поля длины или каких-либо других средств ограничения размеров пакета, по этой причине RTP полагается на нижележащий протокол при задании размера поля данных. Максимальная длина RTP-пакетов ограничена размером используемых транспортных пакетов (например, UDP).
Если RTP-пакеты переносятся посредством протокола, который поддерживает поточный метод передачи, должен быть определен механизм вложения. Механизм вложения должен быть детализован и в случае, когда транспортный протокол использует в поле данных заполнители.
Механизм вложения может быть определен в профайле даже в случае, когда для транспортировки RTP используется не поточный протокол, это позволяет укладывать несколько RTP-пакетов в одну дейтограмму транспортного протокола (например, UDP). Передача нескольких RTP-пакетов в одном транспортном уменьшает издержки, связанные с заголовком и может упростить синхронизацию различных потоков.
Константы, определяющие тип данных (PT) RTP-пакета, задаются профайлом а не самим протоколом. Однако, значение октета RTP-заголовка, который содержит бит(ы) маркера не должно ни при каких обстоятельствах равняться 200 и 201 (десятичные), для того чтобы отличить RTP-пакеты от RTCP-пакетов типа SR и RR.
Использование протокола RTP в различных приложениях может предъявлять различные требования. Адаптация протокола к этим требованиям осуществляется путем выбора определенных параметров, использования различных расширений (см. рис. 4.4.9.2.2) или путем вариации формата на основе профайлов. Типовое приложение использует только один профайл. Спецификация формата поля данных определяет то, например, как, закодированный видеосигнал (H.261) должен переноситься RTP-пакетами.
В рамках RTP- стандарта определены следующие элементы поля данных (этот список не следует рассматривать, как окончательный):
Заголовок поля данных RTP. Октет RTP заголовка, содержащий маркер тип поля данных, может быть переопределен с помощью профайла (например, можно изменить число маркерных битов).
Типы поля данных. Профайл обычно определяет набор форматов поля данных (напр., типов кодирования исходных данных) и соответствие между этими форматами и кодами типа поля данных. Для каждого описанного типа поля данных должна быть определена частота временных меток.
Дополнения к заголовку RTP. К стандартному RTP-заголовку могут быть добавлены новые поля, расширяющие функциональность приложения.
Расширения заголовка RTP. Структура содержимого первых 16 бит расширения RTP-заголовка должна быть определена профайлом (см. рис. 4.4.9.2.2).
Безопасность. Профайл может специфицировать, какие услуги и алгоритмы безопасности должно обеспечить приложение.
Установка соответствия между строкой и ключом. Профайл может специфицировать, какому ключу шифрования соответствует введенный пользователем пароль.
Нижележащий протокол. Определяется нижележащий транспортный протокол, который служит для пересылки RTP-пакетов.
Транспортное соответствие. Соответствие RTP и RTCP адресам транспортного уровня, например, UDP-портам.
Инкапсуляция. Инкапсуляция RTP-пакетов может быть определена для того, чтобы позволить транспортировку нескольких RTP-пакетов в одной дейтограмме нижележащего протокола.
Не предполагается, что для каждого приложения требуется свой профайл. В пределах одного класса приложений целесообразно использовать расширения одного и того же профайла. Простое расширение, такое как введение дополнительного типа поля данных или нового типа RTCP-пакета, может быть выполнено путем регистрации их через комитет по стандартным числам Интернет и публикации их описаний в приложении к профайлу.
Алгоритмы работы отправителя и получателя RTP-пакетов описаны в RFC-1889 на примере кодов, написанных на языке СИ.
Нижеприведенные определения заимствованы целиком из RFC, ссылка на который приведена в начале данного раздела. Все цифра представлены в формате, где первым является старший октет. Предполагается, что битовые поля размещаются без заполнителей в том же порядке, что и октеты.
/*
* rtp.h -- Файл заголовка RTP (RFC 1889)
*/
#include <sys/types.h>
/*
* Нижеприведенные определения предполагают 32-битовое представление, а в случаях
* 16- или 64-битового представлений необходимы соответствующие модификации.
*/
typedef unsigned char u_int8;
typedef unsigned short u_int16;
typedef unsigned int u_int32;
typedef short int16;
/*
* Текущая версия протокола.
*/
#define RTP_VERSION 2
#define RTP_SEQ_MOD (1<<16)
#define RTP_MAX_SDES 255 /* максимальная длина текста для SDES */
typedef enum {
RTCP_SR = 200,
RTCP_RR = 201,
RTCP_SDES = 202,
RTCP_BYE = 203,
RTCP_APP = 204
} rtcp_type_t;
typedef enum {
RTCP_SDES_END = 0,
RTCP_SDES_CNAME = 1,
RTCP_SDES_NAME = 2,
RTCP_SDES_EMAIL = 3,
RTCP_SDES_PHONE = 4,
RTCP_SDES_LOC = 5,
RTCP_SDES_TOOL = 6,
RTCP_SDES_NOTE = 7,
RTCP_SDES_PRIV = 8
} rtcp_sdes_type_t;
/*
* Заголовок RTP-пакета
*/
typedef struct {
unsigned int version:2; /* версия протокола */
unsigned int p:1; /* флаг заполнителя */
unsigned int x:1; /* Флаг расширения заголовка */
unsigned int cc:4; /* число CSRC */
unsigned int m:1; /* Бит маркера */
unsigned int pt:7; /* тип поля данных */
u_int16 seq; /* номер по порядку */
u_int32 ts; /* временная метка */
u_int32 ssrc; /* источник синхронизации */
u_int32 csrc[1]; /* опционный список CSRC */
} rtp_hdr_t;
/*
* Общее слово RTCP-заголовка
*/
typedef struct {
unsigned int version:2; /* версия протокола */
unsigned int p:1; /* флаг заполнителя */
unsigned int count:5; /* варьируется в зависимости от типа пакета */
unsigned int pt:8; /* тип пакета RTCP */
u_int16 length; /* Длина пакета в словах */
} rtcp_common_t;
/*
* Маска версии, бита заполнителя и типа пакета
*/
#define RTCP_VALID_MASK (0xc000 | 0x2000 | 0xfe)
#define RTCP_VALID_VALUE ((RTP_VERSION << 14) | RTCP_SR)
/*
* Блок отчета о приеме
*/
typedef struct {
u_int32 ssrc; /* Источник, для которого составлен отчет */
unsigned int fraction:8; /* доля потерянных пакетов с момента последнего SR/RR */
int lost:24; /* полное число потерянных пакетов */
u_int32 last_seq; /* номер последнего полученного пакета */
u_int32 jitter; /* разброс времени прихода пакетов */
u_int32 lsr; /* последний SR-пакет от этого источника */
u_int32 dlsr; /* задержка с момента последнего SR пакета */
} rtcp_rr_t;
/*
* элемент SDES
*/
typedef struct {
u_int8 type; /* тип элемента (rtcp_sdes_type_t) */
u_int8 length; /* Длина элемента (в октетах) */
char data[1]; /* текст */
} rtcp_sdes_item_t;
/*
* One RTCP packet
*/
typedef struct {
rtcp_common_t common; /* общий заголовок */
union {
/* sender report (SR) */
struct {
u_int32 ssrc; /* Отправитель, генерирующий этот отчет */
u_int32 ntp_sec; /* временная метка NTP */
u_int32 ntp_frac;
u_int32 rtp_ts; /* временная метка RTP */
u_int32 psent; /* послано пакетов */
u_int32 osent; /* послано октетов */
rtcp_rr_t rr[1]; /* список переменной длины */
} sr;
/* Отчет о приеме (RR) */
struct {
u_int32 ssrc; /* приемник, формирующий данный отчет */
rtcp_rr_t rr[1]; /* список переменной длины */
} rr;
/* описание источника (SDES) */
struct rtcp_sdes {
u_int32 src; /* первый SSRC/CSRC */
rtcp_sdes_item_t item[1]; /* список элементов SDES */
} sdes;
/* BYE */
struct {
u_int32 src[1]; /* список источников */
/* can't express trailing text for reason */
} bye;
} r;
} rtcp_t;
typedef struct rtcp_sdes rtcp_sdes_t;
/*
* Информация состояния источников
*/
typedef struct {
u_int16 max_seq; /* наибольший зарегистрированный номер */
u_int32 cycles; /* shifted count of seq. number cycles */
u_int32 base_seq; /* основной порядковый номер */
u_int32 bad_seq; /* последний 'плохой' порядковый номер + 1 */
u_int32 probation; /* sequ. packets till source is valid */
u_int32 received; /* пакетов получено */
u_int32 expected_prior; /* пакет, ожидаемый в последнем интервале */
u_int32 received_prior; /* пакет, полученный за последний интервал */
u_int32 transit; /* относительное время передачи для предыдущего пакета */
u_int32 jitter; /* оценка временного разброса */
/* ... */
} source;
Получатель RTP-пакета должен проверить корректность заголовка. Здесь следует учитывать, что пакет может быть зашифрован. Если пакет не пройдет данную проверку (например, неверно дешифрован, ошибка в адресе или обнаружен неизвестный тип поля данных), должно быть выработано соответствующее сообщение. Ограниченная проверка допустима только для нового источника:
В поле версии RTP должен быть записан код 2.
Тип поля данных должен быть из числа известных, в частности он не должен быть равным SR или RR.
Если бит P=1, тогда последний октет пакета должен содержать правильное число октетов, в частности оно должно быть меньше полной длины пакета минус размер заголовка.
Бит X должен быть равен нулю, если профайл не указывает на использование механизма расширения. В противном случае длина поля расширения должна быть меньше полной длины пакета минус длина стандартного заголовка вместе с заполнителем.
Длина пакета должна согласовываться с CC и типом поля данных (если длина поля данных известна).
Последние три проверки достаточно сложны и не всегда возможны. Если SSRC-идентификатор в пакете соответствует одному из полученных ранее, тогда пакет вероятно корректен и следует проверить то, что его порядковый номер лежит в нужном диапазоне. Если SSRC-идентификатор ранее не встречался, тогда данный пакет может рассматриваться некорректным до тех пор, пока не будет получено несколько таких последовательно пронумерованных пакетов.
Программа update_seq, приведенная ниже гарантирует, что источник декларирован правильно после получения MIN_SEQUENTIAL последовательно пронумерованных пакетов. Она также проверяет номера пакетов SEQ и актуализует состояние источника пакетов в структуре, на которую указывает S.
Когда новый источник дает о себе знать впервые (т.е. его SSRC-идентификатор отсутствует в таблице), и для описания его состояния выделено место в памяти, S->probation должно быть сделано равным числу последовательных пакетов, которые должны быть зарегистрированы до того, как источник будет объявлен легальным (параметр MIN_SEQUENTIAL ), а переменной s->max_seq присваивается значение SEQ-1. s->probation помечает источник как еще нелегальный, так что описание его состояния может быть выброшено после короткой выдержки.
После того как источник признан легальным, номер по порядку считается корректным, если он не больше чем на MAX_DROPOUT впереди S->max_seq и не больше на MAX_MISORDER после.
В противном случае возвращается нуль, что означает неудачу проверки, а плохой последовательный номер запоминается. Если номер очередного полученного пакета имеет следующий номер по порядку, то он рассматривается как начало новой последовательности (возможно источник рестартовал). Так как при этом теряется много циклов, статистика потерь пакетов сбрасывается.
Приведенные типовые значения параметров базируются на максимальном времени сбоя нумерации равном 2 секундам при скорости 50 пакетов/сек и времени таймаута 1 минута. Параметр таймаута MAX_DROPOUT должен соответствовать небольшой доле от 16-битового диапазона нумерации. Таким образом, после рестарта новый номер пакета с большой вероятностью не должен попасть в допустимый диапазон.
void init_seq(source *s, u_int16 seq)
{
s->base_seq = seq - 1;
s->max_seq = seq;
s->bad_seq = RTP_SEQ_MOD + 1;
s->cycles = 0;
s->received = 0;
s->received_prior = 0;
s->expected_prior = 0;
/* other initialization */
}
int update_seq(source *s, u_int16 seq)
{
u_int16 udelta = seq - s->max_seq;
const int MAX_DROPOUT = 3000;
const int MAX_MISORDER = 100;
const int MIN_SEQUENTIAL = 2;
*
* Источник нелегален до тех пор, пока не будет получено MIN_SEQUENTIAL пакетов
* с последовательно нарастающими номерами.
*/
if (s->probation) {
/* пакет соответствует последовательности */
if (seq == s->max_seq + 1) {
s->probation--;
s->max_seq = seq;
if (s->probation == 0) {
init_seq(s, seq);
s->received++;
return 1;
}
} else {
s->probation = MIN_SEQUENTIAL - 1;
s->max_seq = seq;
}
return 0;
} else if (udelta < MAX_DROPOUT) {
/* в порядке, с допустимым зазором */
if (seq < s->max_seq) {
/*
* Порядковый номер переполнен – начинаем новый 64K цикл.
*/
s->cycles += RTP_SEQ_MOD;
}
s->max_seq = seq;
} else if (udelta <= RTP_SEQ_MOD - MAX_MISORDER) {
/* порядковый номер изменился слишком сильно */
if (seq == s->bad_seq) {
/*
* Два последовательных пакета – предполагается, что другая сторона рестартовала, не
* предупредив нас об этом. re-sync (т.е., считаем, что получили первый пакет).
*/
init_seq(s, seq);
}
else {
s->bad_seq = (seq + 1) & (RTP_SEQ_MOD-1);
return 0;
}
} else {
/* задублированные пакеты или пакеты с перепутанным порядком прихода */
}
s->received++;
return 1;
}
Проверка корректности может быть и жестче, требуя более двух пакетов с последовательными номерами подряд. Недостатком такого подхода будут трудности, связанные с каналами, где вероятность потери пакета велика. Однако, так как проверка корректности заголовка RTCP-пакета достаточно строга, можно ограничиться требованием двух последовательных информационных пакетов. Если начальная потеря данных в течение нескольких секунд приемлема, приложение может выбрасывать все информационные пакеты до тех пор, пока не будет получен от источника корректный RTCP-пакет.
В зависимости от приложения и используемого кодирования для проверки можно использовать дополнительную информацию о структуре поля данных. Например, для типов данных, где используются временные метки, можно с некоторой точностью предсказывать очередное значение метки на основании знания предыдущей и разности номеров пакетов.
Для того чтобы посчитать частоту потерь пакетов, нужно знать ожидаемое и реально полученное число пакетов для каждого из источников. Число полученных пакетов получается простым их подсчетом с учетом возможного дублирования и запаздывания. Ожидаемое число пакетов может быть подсчитано получателем как разность между наибольшим порядковым номером пакета (s->max_seq) и номером первого пакета в последовательности (S->base_seq). При этом нужно учитывать то, что номера имеют 16 бит, и по этой причине могут переполниться (число переполнений хранится в переменной s->cycles).
extended_max = s->cycles + s->max_seq;
expected = extended_max - s->base_seq + 1;
Число потерянных пакетов определяется как разность между ожидаемым и реально полученным числом пакетов:
lost = expected - s->received;
Доля потерянных пакетов за отчетный период (с момента посылки предыдущего SR или RR пакета) вычисляется из разности ожидаемого и реально полученного числа пакетов за отчетный период, где expected_prior и received_prior представляют собой значения, записанные в момент подготовки предыдущего отчета.:
expected_interval = expected - s->expected_prior;
s->expected_prior = expected;
received_interval = s->received - s->received_prior;
s->received_prior = s->received;
lost_interval = expected_interval - received_interval;
if (expected_interval == 0 || lost_interval <= 0) fraction = 0;
else fraction = (lost_interval << 8) / expected_interval;
Результирующее значение доли равно 8-битовому числу с фиксированной запятой, расположенной слева.
Генерирование псевдослучайных 32-битовых идентификаторов
Ниже приведенная подпрограмма (заимствована из RFC-1889) генерирует псевдослучайные 32-битовые идентификаторы, используя программы MD5, опубликованные в RFC-1321 [11]. Системные программы могут и не присутствовать во всех операционных системах, но они помогают понять, какого рода информация может использоваться.
o getdomainname() ,
o getwd() , или
o getrusage()
"Живые" видео или аудио сигналы могут быть также не плохим источником случайных числе, при этом только следует позаботиться о том, чтобы микрофон не был отключен, а объектив камеры не был закрыт [7].
Использование этой или другой подобной программы предполагает определенную процедуру инициализации, которая нужна для получения первых псевдослучайных чисел. Так как эта программа заметно загружает процессор, ее непосредственное использование для генерации RTCP-периодов нельзя считать приемлемым. Следует заметить, что данная программа выдает один и тот же результат при последовательных вызовах до тех пор, пока не изменится показание системных часов или не будет задано другое значение аргумента type.
/*
* Генерация псевдослучайного 32-битового числа.
*/
#include <sys/types.h> u_long */
#include <sys/time.h> /* gettimeofday() */
#include <unistd.h> /* get..() */
#include <stdio.h> /* printf() */
#include <time.h> /* clock() */
#include <sys/utsname.h> /* uname() */
#include "global.h" /* from RFC 1321 */
#include "md5.h" /* from RFC 1321 */
#define MD_CTX MD5_CTX
#define MDInit MD5Init
#define MDUpdate MD5Update
#define MDFinal MD5Final
static u_long md_32(char *string, int length)
{
MD_CTX context;
union {
char c[16];
u_long x[4];
} digest;
u_long r;
int i;
MDInit (&context);
MDUpdate (&context, string, length);
MDFinal ((unsigned char *)&digest, &context);
r = 0;
for (i = 0; i < 3; i++) {
r ^= digest.x[i];
}
return r;
} /* md_32 */
/*
* Полученный результат - 32- битовое число без знака. Используйте аргумент 'type' если вам
* нужно получить несколько разных величин подряд.
*/
u_int32 random32(int type)
{
struct {
int type;
struct timeval tv;
clock_t cpu;
pid_t pid;
u_long hid;
uid_t uid;
gid_t gid;
struct utsname name;
} s;
gettimeofday(&s.tv, 0);
uname(&s.name);
s.type = type;
s.cpu = clock();
s.pid = getpid();
s.hid = gethostid();
s.uid = getuid();
s.gid = getgid();
return md_32((char *)&s, sizeof(s));
} /* random32 */
Библиография
Протокол резервирования ресурсов RSVP
4.4.9.6 Протокол резервирования ресурсов RSVP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
RSVP запрашивает ресурсы только для одного из направлений трафика и только по указанию получателя. RSVP работает поверх IPv4 или IPv6. Протокол относится к числу управляющих, а не транспортных.
RSVP предназначен для работы с существующими и будущими маршрутными протоколами, управляющими как обычными, так и мультикастными потоками. В последнем случае ЭВМ сначала посылает IGMP-запрос, для того чтобы подключиться к мультикастинг-группе, а затем уже RSVP-сообщение для резервирования ресурсов по маршруту доставки.
Механизм обеспечения QOS включает в себя классификацию пакетов, административный контроль и диспетчеризацию. Классификатор пакетов определяет QoS класс (а иногда и маршрут движения) для каждого пакета. В процессе реализации резервирования RSVP-запрос проходит два местных управляющих модуля: "контроль доступа" и "управление политикой". Контроль доступа определяет, имеет ли узел достаточно ресурсов для удовлетворения поступившей заявки. Управление политикой определяет, имеет ли пользователь административное разрешение сделать данное резервирование. Если обе проверки завершились успешно, параметры передаются классификатору пакетов и интерфейсу канального уровня (диспетчеру пакетов). Если же какой-либо из тестов не прошел, программа RSVP присылает прикладному процессу сообщение об ошибке.
Структура и содержимое параметров QoS документировано в спецификации RFC-2210. Так как число участников группы, а также топология связей меняется со временем, структура RSVP предполагает адаптацию ЭВМ и маршрутизаторов к этим изменениям. Для этой цели RSVP периодически посылает сообщения для поддержания необходимого состояния вдоль всего маршрута обмена. При отсутствии этих сообщений происходит тайм-аут и резервирование аннулируется. Обобщая, можно сказать, что RSVP имеет следующие атрибуты:
RSVP выполняет резервирование для уникастных и мультикастных приложений, динамически адаптируясь к изменениям членства в группе вдоль маршрута.
RSVP является симплексным протоколом, т.е., он выполняет резервирование для однонаправленного потока данных.
RSVP ориентирован на получателя, т.е., получатель данных инициирует и поддерживает резервирование ресурсов для потока.
RSVP поддерживает динамическое членство в группе и автоматически адаптируется к изменениям маршрутов.
RSVP не является маршрутным протоколом, но зависит от существующих и будущих маршрутных протоколов.
RSVP транспортирует и поддерживает параметры управления трафиком и политикой, которые остаются непрозрачными для RSVP.
RSVP обеспечивает несколько моделей резервирования или стилей, для того чтобы удовлетворить требованиям различных приложений.
RSVP обеспечивает прозрачность операций для маршрутизаторов, которые его не поддерживают.
RSVP может работать с IPv4 и IPv6.
Подобно приложениям маршрутизации и протоколам управления, программы RSVP исполняется в фоновом режиме. Схема работы процесса RSVP показана на рис. 4.4.9.6.1.
Рис. 4.4.9.6.1. RSVP в ЭВМ и маршрутизаторе
1. Потоки данных
RSVP определяет сессию как поток данных с определенным местом назначения и заданным транспортным протоколом. Каждая сессия является совершенно независимой.
Сессия RSVP описывается тремя параметрами: DestAddress, ProtocolId [, DstPort]. DestAddress – IP-адрес места назначения информационных пакетов (уникаст или мультикаст). ProtocolId – идентификатор IP протокола. Опционный параметр DstPort – обобщенный порт места назначения, т.е., еще одна точка демультиплексирования на транспортном или прикладном уровне. DstPort может быть определено полем порта места назначения UDP/TCP.
Заметим, что, строго говоря, не обязательно включать в описание сессии DstPort, когда DestAddress является мультикастным, так как различные сессии могут всегда иметь различные мультикаст-адреса. Однако, DstPort необходим для того, чтобы разрешить более одной уникаст-сессии для одной и той же ЭВМ-получателя.
Для уникастной передачи может быть один получатель, но много отправителей; RSVP может выполнить резервирование для передачи много_точек -> одна_точка.
2. Модель резервирования
Простой запрос резервирования RSVP состоит из "flowspec" (спецификация потока) и "filter spec" (спецификация фильтра); эта комбинация называется "описателем потока". Спецификация flowspec определяет желательное значение QoS. Спецификация фильтра в сочетании со спецификацией сессии определяют тип набора пакетов. Спецификация flowspec используется для задания параметров диспетчеров в узлах, через которые транспортируется поток, а спецификация фильтра – для определения параметров классификатора пакетов. Информационные пакеты, адресованные конкретной сессии, но не удовлетворяющие какой-либо спецификации фильтра обрабатываются без гарантий обеспечения оговоренного QOS.
Спецификация flowspec в запросе резервирования включает в себя значение класса услуг и два набора параметров:
"Rspec”, который определяет желательное значение QoS, и
"Tspec", который описывает информационный поток.
Форматы и содержимое Tspecs и Rspecs определяются общими моделями обслуживания [RFC-2210] и обычно недоступны для RSVP. Конкретный формат спецификации фильтра зависит от того, используется IPv4 или IPv6. Например, спецификация фильтра может использоваться для выделения некоторых составных частей информационного потока, осуществляя отбор с учетом полей пакетов прикладного уровня. В интересах упрощения в описываемом стандарте RSVP спецификация фильтра имеет довольно ограниченную форму: IP-адрес отправителя и, опционно, номер порта SrcPort (UDP/TCP).
Так как номера портов UDP/TCP используются для классификации пакетов, каждый маршрутизатор должен уметь анализировать эти поля. Это вызывает потенциально три проблемы.
Необходимо избегать IP-фрагментации потока данных, для которого желательно резервирование ресурсов. Документ [RFC-2210] специфицирует процедуру вычисления минимального MTU для приложений, использующих средства RSVP.
IPv6 вводит переменное число Internet заголовков переменной длины перед транспортным заголовком, увеличивая трудность и стоимость классификации пакетов. Эффективная классификация информационных пакетов IPv6 может быть достигнута путем использования поля метки потока заголовка IPv6.
IP-уровень безопасности как для IPv4, так и IPv6 может шифровать весь транспортный заголовок, скрывая номера портов промежуточных маршрутизаторов.
Сообщения RSVP, несущие запросы резервирования, исходят со стороны получателя и направляются отправителю информации. В каждом промежуточном узле запрос резервирования запускает две процедуры:
A. Резервирование канала
Процесс RSVP проходит стадии проверки допуска и политики. Если какой-либо тест не прошел, резервирование отвергается и посылается сообщение об ошибке. Если все тесты прошли успешно, узел устанавливает классификатор пакетов, для того чтобы отбирать пакеты, указанные в спецификации фильтра. Далее устанавливается контакт с соответствующим канальным уровнем для получения желательного QoS, заданного в flowspec.
Для простой выделенной линии, желаемый QoS будет получен с помощью диспетчера пакетов в драйвере канального уровня. Если технология канального уровня поддерживает свои средства управления QoS, тогда RSVP должен согласовать с канальным уровнем получение требуемого QoS.
Б. Переадресация запроса назад
Запрос резервирования посылается от получателя отправителю (или отправителям) данных. Запрос резервирования, который переадресуется узлом дальше может отличаться от того, который он получил по двум причинам. Механизм управления трафиком модифицирует flowspec от узла к узлу. Что более важно, запросы резервирования, поступающие от получателей мультикастинг-дерева должны объединяться по мере продвижения процесса резервирования в направлении отправителя данных.
Когда получатель данных отправляет запрос резервирования, он может запросить также присылку сообщения, подтверждающего резервирование. Процесс резервирования распространяется от получателей к отправителям, от узла к узлу. В каждом узле требования резервирования объединяются и сопоставляются с имеющимися возможностями. Это продолжается до тех пор, пока запрос не достигнет отправителя или пока не возникнет конфликт перегрузки. В результате получатель данных, направивший запрос резервирования, получит сообщение об успехе или ошибке.
Базовая модель резервирования RSVP является однопроходной: получатель посылает запрос резервирования вдоль мультикастинг-дерева отправителю данных и каждый узел по пути воспринимает или отвергает этот запрос. RSVP поддерживает улучшенную версию однопроходного варианта алгоритма, известного под названием OPWA (One Pass With Advertising) [OPWA95]. С помощью OPWA управляющие пакеты RSVP, посланные вдоль маршрута для сбора данных, которые могут быть использованы для предсказания значения QoS маршрута в целом. Результаты доставляются протоколом RSVP в ЭВМ получателя. Эти данные могут позднее служить для динамической адаптации соответствующих запросов резервирования.
3. Стили резервирования
Запрос резервирования включает в себя набор опций, которые в совокупности называются стилем. Одна опция резервирования определяет способ резервирования различными отправителями в пределах одной сессии.
Другая опция резервирования контролирует выбор отправителей. В одних случаях каждому отправителю ставится в соответствие определенная спецификация фильтра, в других – таких спецификаций не требуется вовсе. В настоящее время определены следующие стили:
Стиль WF (Wildcard-Filter)
Стиль WF использует опции: "разделенного" резервирования и произвольного выбора отправителя ("wildcard"). Таким образом, резервация со стилем WF создает резервирование, которое делится между потоками всех отправителей. Это резервирование может рассматриваться как общая “труба", чей размер равен наибольшему из ресурсных запросов от получателей, и не зависит от числа отправителей. Стиль резервирования WF передается в направлении отправителей и автоматически распространяется на новых отправителей при их появлении.
Символически можно представить запрос резервирования стиля WF как:
WF( * {Q}),
где звездочка представляет произвольную подстановку при выборе отправителя, а Q – спецификация flowspec
Стиль FF (Fixed-Filter)
Стиль FF использует опции: "четкое" (distinct) резервирование и "явный" (explicit) выбор отправителя. Таким образом, простой запрос со стилем FF создает точно заданное резервирование для информационных пакетов от определенного отправителя, без совместного использования ресурса с другими отправителями в пределах одной и той же сессии. Символически простой запрос резервирования FF можно представить как:
FF(S{Q}),
где S – выбранный отправитель, а Q – соответствующая спецификация flowspec; эта пара параметров образуют дескриптор потока. RSVP позволяет применение нескольких простых стилей резервирования FF одновременно, при этом формируется список дескрипторов потоков:
FF(S1{Q1}, S2{Q2}, ...)
Полное резервирование в канале для данной сессии характеризуется суммой Q1, Q2, ... для всех отправителей, куда посланы запросы.
Стиль SE (Shared Explicit)
Стиль SE использует опции: "разделенное” (shared) резервирование и "явный" (explicit) выбор отправителя. Таким образом, стиль резервирования SE формирует одно резервирование, которое совместно используется несколькими отправителями. В отличие от стиля WF, SE позволяет получателю непосредственно специфицировать набор отправителей. Запрос резервирования SE, содержащий flowspec Q и список отправителей S1, S2, ... можно представить в символьной форме как:
SE((S1,S2,...){Q} )
Разделенное резервирование, выполненное с применением стилей WF и SE, пригодно для мультикастных приложений, где несколько источников данных редко осуществляют передачу одновременно. Пакетная передача голоса может служить примером разделенного резервирования, так как лишь ограниченное число людей говорят одновременно. Каждый получатель может направить запрос резервирования WF или SE на удвоенную полосу пропускания, необходимую одному отправителю, позволяя тем самым говорить обоим партнерам одновременно. С другой стороны стиль FF, который осуществляет четкое резервирование для потоков отдельных отправителей, подходит для передачи видеосигналов.
Правила RSVP не позволяют объединять разделенные резервирования с четкими резервированиями, так как эти модели абсолютно несовместимы. Не допускается также объединение явного и произвольного (wildcard) выбора отправителей, так как это может вызвать предоставление незаказанных услуг получателю, который указал тип услуг явно. Таким образом, стили WF, SE и FF не совместимы.
Можно моделировать эффект WF резервирования, используя стиль SE. Когда приложение запрашивает WF, процесс RSVP получателя может использовать местный статус для выполнения эквивалентного резервирования SE, которое в явном виде перечисляет всех отправителей. Однако резервирование SE вынуждает классификатор пакетов в каждом узле в явном виде выбрать каждого отправителя из списка, в то время как WF позволяет классификатору пакетов осуществить произвольный выбор отправителя и порта с помощью "wild card". Когда список отправителей велик, стиль резервирования WF обеспечивает значительно меньшие издержки, чем SE.
4. Примеры стилей
На рис. 4.4.9.6.2. показан пример маршрутизатора с двумя входными интерфейсами IА и IБ, через которые проходят входные потоки, и двумя выходными интерфейсами IВ и IГ, через которые осуществляется переадресация входных потоков. Пусть существует три отправителя S1 (S2 и S3), подключенные к интерфейсам IА и IБ, соответственно. Имеется три получателя R1 (R2 и R3), которые маршрутизированы через выходные интерфейсы IВ и IГ, соответственно. Будем также предполагать, что интерфейс IГ подключен к широковещательной сети, а R2 и R3 достижимы через разные маршрутизаторы, не показанные на рисунке.
Здесь нужно специфицировать мультикастные маршруты в пределах узла, отображенного на рис. 4.4.9.6.2. Предположим сначала, что информационные пакеты от каждого из отправителей Si, показанных на рисунке, маршрутизованы на оба выходных интерфейса. При этих предположениях на рисунках 4.4.9.6.3, 4.4.9.6.4 и 4.4.9.6.5 проиллюстрированы стили резервирования WF, FF и SE, соответственно.
Рис. 4.4.9.6.2. Конфигурация маршрутизатора
Для простоты эти примеры показывают flowspec как одномерное кратное повторение некоторого базового качества ресурса B. Колонка "Резервирует" показывает запросы резервирования RSVP, полученные через выходные интерфейсы IВ и IГ, а колонка "Получает" показывает результирующее состояние резервирования для каждого интерфейса. Колонка "Посылает" показывает запросы резервирования, посланные предшествующим узлам (IА и IБ). В колонке "Резервирует” каждая рамка представляет один зарезервированный виртуальный канал с соответствующим дескриптором потока.
Рис. 4.4.9.6.3, демонстрируя стиль WF, показывает две ситуации, в которых требуется объединение.
Каждый из двух узлов, следующих за интерфейсом IГ посылают независимые запросы резервирования RSVP, эти два запроса должны быть объединены в одну спецификацию flowspec (3B), которая используется для выполнения резервирования в интерфейсе IГ.
Резервирования для интерфейсов IB и IГ должны быть объединены, для того чтобы осуществить переадресацию запросов резервирования далее и получить спецификацию flowspec (4B).
Рис. 4.4.9.6.3. Пример резервирования WF (Wildcard-Filter)
На рис. 4.4.9.6. 4 проиллюстрирован стиль резервирования FF (Fixed-Filter). Для каждого выходного интерфейса, имеется отдельное резервирование для каждого запрошенного источника, но это резервирование будет общим для всех получателей, которые послали запрос. Дескрипторы для получателей S2 и S3, полученные через выходные интерфейсы IВ и IГ, вкладываются в пакеты запросов, направляемых предыдущему узлу (IБ). С другой стороны, три различных дескриптора потоков, специфицирующих отправителя S1, объединяются в один запрос FF( S1{4B} ), который посылается предыдущему узлу (IА).
На рис. 4.4.9.6.5 показан пример стиля резервирования SE. Когда резервирования стиля SE объединяются, результирующая спецификация фильтра является объединением исходных спецификаций, а результирующая спецификация flowspec равна наибольшей из flowspec.
Рис. 4.4.9.6.4. Пример резервирования FF (Fixed-Filter)
Рис. 4.4.9.6.5. Пример резервирования SE (Shared-Explicit)
Приведенные примеры предполагают, что информационные пакеты от S1, S2 и S3 маршрутизируются через оба выходных интерфейса. Нижняя часть рис. 4.4.9.6.2 показывает еще одно предположение о маршрутизации: информационные пакеты от S2 и S3 не переадресуются интерфейсу IВ, напр., из-за того что сеть обеспечивает более короткий путь для пакетов отправителя к R1. Рис. 4.4.9.6.3 показывает пример резервирования WF именно при этом предположении (стрелками отмечены допустимые маршруты). Так как нет пути от IБ к IВ, резервирование, переадресуемое интерфейсом IБ, рассматривает резервирование только для интерфейса IГ.
5. Механизмы протокола RSVP
5.1. Сообщения RSVP
Рис. 4.4.9.6.6. Маршрутизатор, использующий RSVP
На рис. 4.4.9.6.6 проиллюстрирована модель RSVP узла маршрутизатора. Каждый поток данных приходит со стороны предшествующего узла через соответствующий входной интерфейс и выходит из маршрутизатора через один или несколько выходных интерфейсов. Один и тот же интерфейс для разных потоков в пределах одной сессии может выполнять как входную, так и выходную роль. Несколько предшествующих узлов и/или последующих узлов могут для коммуникаций использовать один и тот же физический интерфейс; например, на рисунке два узла Г и Г' подключены к широковещательной сети через интерфейс IГ. Существует два фундаментальных типа сообщений RSVP: Resv и Path. Каждый получатель посылает свой RSVP запрос резервирования в виде сообщений (Resv) отправителям данных. Эти сообщения должны двигаться в точности тем же маршрутом с учетом выбора отправителей, что и данные только в противоположном направлении. Они создают и поддерживают состояние резервирования в каждом узле вдоль маршрута. Сообщения Resv должны быть, в конце концов, доставлены ЭВМ-отправителям, таким образом, ЭВМ устанавливают параметры управления трафиком.
Каждая ЭВМ отправитель передает RSVP сообщения "Path" вдоль уникаст/мультикаст маршрутов, сформированных с помощью маршрутных протоколов. Эти сообщения Path запоминают состояние пути в каждом узле вдоль маршрута. Это состояние пути включает в себя уникастный IP-адрес предыдущего узла, который используется для маршрутизации сообщений Resv от узла к узлу в противоположном направлении. Сообщение Path содержит помимо этого следующую информацию:
Шаблон отправителя
Сообщение Path должно нести в себе шаблон отправителя (Sender Template), который описывает формат пакетов данных, посылаемых отправителем. Этот шаблон имеет форму спецификации фильтра, которая может использоваться для отделения пакетов данного отправителя от других пакетов в пределах сессии.
Шаблоны отправителя имеют тот же формат, что и спецификации фильтра, которые используются в сообщениях Resv. Следовательно, шаблон отправителя может специфицировать только его IP-адрес и опционно UDP/TCP порт, с учетом идентификатора протокола, заданного для сессии.
Спецификация Tspec отправителя
Сообщения Path должны содержать спецификацию отправителя Tspec, которая определяет характеристики информационного трафика, формируемого отправителем. Спецификация Tspec используется для предотвращения избыточного резервирования.
Спецификация Adspec
Сообщение Path может нести в себе пакет данных оповещения OPWA, известный, как "Adspec". Пакет Adspec, полученный с сообщением Path, передается системе управления трафиком, которая присылает скорректированную версию Adspec. Последняя пересылается далее в виде сообщения Path.
Сообщения Path посылаются с теми же адресами отправителя и получателя, что и данные, так что они будут корректно маршрутизироваться даже через сетевые области, не поддерживающие RSVP. С другой стороны, сообщения Resv посылаются от узла к узлу; каждый узел, поддерживающий RSVP, переправляет сообщение Resv по уникастному адресу предшествующего узла RSVP.
6. Объединение Flowspecs
Сообщение Resv, переадресованное предшествующему узлу, несет в себе спецификацию flowspec, которая является “наибольшей” из всех flowspec, запрошенных последующими узлами, которым будут посылаться данные.
Так как flowspecs непрозрачны для RSVP, действительные правила для сравнения flowspecs должны быть определены и реализованы вне рамок этого протокола. Реализация RSVP потребует обращения к специальной программе для выполнения объединения спецификаций flowspec.
Заметим, что спецификации flowspecs представляют собой в общем случае многомерные векторы; они могут содержать как Tspec, так и Rspec компоненты, каждая из которых может сама быть многомерной. Например, если один запрос требует высокой пропускной способности, а другой – жесткого ограничения задержек, один не может быть "больше" другого. В таком случае, вместо взятия большего, прикладная программа объединения должна быть способна сформировать такую спецификацию flowspec, которая по крайне мере столь же велика, как и каждая из составляющих; математически это наименьший верхний предел LUB (least upper bound). В некоторых случаях спецификация flowspec по крайне мере настолько мала насколько возможно; это наибольший верхний предел GLB (Greatest Lower Bound).
Для вычисления эффективного значения flowspec (Re, Te), инсталлируемого в интерфейс, используются следующие шаги [RFC 2210]. Здесь Te – эффективная спецификация Tspec, а Re – эффективная спецификация Rspec.
Определяется эффективная спецификация flowspec для выходного интерфейса. В зависимости от технологии канального уровня, это может требовать объединения спецификаций flowspecs различных последующих узлов. Это означает вычисление эффективной спецификации flowspec, как LUB flowspecs. Какие спецификации следует объединять, определяется средой канального уровня, в то время как процедура объединения определяется используемой моделью обслуживания [RFC 2210]. В результате получается спецификация flowspec, которая непрозрачна для RSVP, но в действительности состоит из пары (Re, Resv_Te), где Re является эффективной спецификацией Rspec, а Resv_Te - эффективная спецификация Tspec.
Производится вычисление спецификации Path_Te, зависящей от приложения и представляющей собой сумму всех Tspecs, которые были присланы в сообщениях Path, пришедших от различных предшествующих узлов (напр., некоторые или все узлы A, Б, и Б' на рис. 4.4.9.6.6).
(Re, Resv_Te) и Path_Te передаются системе управления трафиком. Управление трафиком вычислит эффективную спецификацию flowspec, как минимум Path_Te и Resv_Te.
7. Гибкое состояние
RSVP использует подход "soft state" (гибкое состояние) для управления состоянием резервирования в маршрутизаторах и ЭВМ. Гибкое состояние RSVP создается и периодически освежается посредством сообщений Path и Resv. Состояние уничтожается, если не приходит подтверждения в течение заданного времени тайм-аута очистки. Состояние может быть стерто также посредством сообщения "teardown" (уничтожение). По истечении каждого таймаута обновления и после любых изменений состояния RSVP осуществляет проверку, для того чтобы подготовить и отправить сообщения обновления Path и Resv последующим узлам.
Сообщения Path и Resv практически эквивалентны (idempotent). Когда маршрут меняется, следующее сообщение Path инициализирует состояние прохода для нового маршрута, а последующие сообщения Resv установят для него резервирование. Состояние же на неиспользованном в данный момент сегменте маршрута будет аннулировано по таймауту. Следовательно, определение того, является ли сообщение "новым" или "обновляющим" принимается отдельно для каждого узла в зависимости от его текущего состояния.
Протокол RSVP посылает свои сообщения в виде IP-дейтограмм без какого-либо улучшения надежности. Периодическая передача сообщений обновления от ЭВМ и маршрутизаторов позволяет компенсировать случайные потери отдельных RSVP сообщений. Если таймаут удаления установлен равным K периодам обновления, тогда RSVP может допускать потерю K-1 RSVP-пакетов подряд без аннулирования состояния. Механизм управления сетевым трафиком должен быть отконфигурирован так, чтобы предоставить минимальную полосу пропускания для сообщений RSVP, чтобы предотвратить их потерю из-за перегрузки канала.
Состояние, поддерживаемое RSVP, является динамическим. Для изменения набора отправителей Si или изменения любого запроса QoS, ЭВМ просто начинает посылать измененные сообщения Path и/или Resv. В результате будет осуществлено соответствующее изменение RSVP-состояния во всех узлах вдоль пути, неиспользуемые состояния будут аннулированы по таймауту, если не поступит прямых указаний по их ликвидации до этого.
В стабильном состоянии осуществляется обновление статуса узел за узлом. Когда полученное состояние отличается от хранящегося, последнее обновляется. О модификации состояния соседи оповещаются с помощью сообщений обновления, которые рассылаются сразу после изменения состояния. Но эта волна изменений может остановиться в узле, где в результате слияния получается состояние, которое не отличается от прежнего. Это минимизирует трафик управления RSVP, что весьма существенно для больших мультикастинг-групп.
Состояние, которое получено через конкретный интерфейс I* никогда не должно переадресовываться этому интерфейсу. Состояние, которое направляется интерфейсу I* должно вычисляться на основе состояний, полученных от других интерфейсов, исключая I*. Тривиальный пример, поясняющий это правило приведен на рис. 4.4.9.6.7, на котором показан маршрутизатор с одним отправителем и одним получателем на каждом интерфейсе (R1, S1 и R2, S2). Интерфейсы IA и IБ выполняют как входные, так и выходные функции. Оба получателя используют WF-стиль резервирования, в котором сообщения Resv переадресуются всем предшествующим узлам группы вдоль маршрута, за исключением узла, от которого это сообщение получено. В результате достигается независимое резервирование для обоих направлений (на рис. 4.4.9.6.7 “Получает” и “Отправляет” подразумевает внешнее направление по отношению к маршрутизатору).
Существует еще одно правило, которое управляет процессом переадресации сообщений Resv: состояние из сообщения Resv, полученное через выходной интерфейс Io, следует передавать входному интерфейсу Ii только в том случае, когда сообщение Path от Ii переадресовано к Io.
8. Аннулирование (Teardown)
Сообщения RSVP "аннулирование" удаляет проход или состояние резервирования. Хотя прямое уничтожение старого резервирования не является обязательным, оно настоятельно рекомендуется, так как ускоряет переходные процессы в сети.
Существует два типа RSVP сообщений аннулирования: PathTear и ResvTear. Сообщение PathTear направляется всем получателям и ликвидирует состояние прохода, а также все зависящие от него состояния резервирования. Сообщение ResvTear уничтожает состояние резервирования и направляется всем отправителям.
Запрос аннулирование (teardown) может посылаться приложением оконечной системы (получатель или отправитель), или маршрутизатором в результате таймаута или при появлении привилегированной задачи. После инициализации запрос-аннулирование должен переадресовываться от узла к узлу без задержки. Сообщение аннулирование уничтожает специфицированное состояние в узле-получателе.
Подобно другим сообщениям RSVP, запросы-аннулирования доставляются без гарантии надежности. Потеря такого запроса не вызовет катастрофы, так как не используемое состояние будет рано или поздно ликвидировано по таймауту. Если маршрутизатор не получил сообщения аннулирования, он ликвидирует соответствующее состояние по таймауту и формирует сообщение аннулирование, рассылаемое последующим узлам. Предполагая, что вероятность потери сообщения RSVP мала, наибольшее среднее время ликвидации ненужного состояния не превышает периода обновления.
Необходимо иметь возможность ликвидировать любой субнабор установленных состояний. Для состояний прохода минимально это может быть один отправитель. Для состояний резервирования таким объектом является спецификация фильтра. Например, в случае, показанном на рис. 4.4.9.6.7, получатель R1 может послать сообщение ResvTear только отправителю S2 (или любому субнабору из списка спецификаций фильтрации), оставляя S1 без изменений.
Сообщение ResvTear специфицирует стиль и фильтры, любая спецификация flowspec игнорируется. Любая рабочая спецификация flowspec будет убрана, если все ее спецификации фильтров будут ликвидированы.
9. Ошибки
Существует два типа RSVP сообщений об ошибках: ResvErr и PathErr. Сообщения PathErr очень просты, они посылаются отправителю виновнику ошибки и не изменяют состояния прохода в узлах, через которые проходят. Существует всего несколько причин ошибок прохода.
Однако для синтаксически верных запросов резервирования имеется много способов быть отвергнутыми. Узел может решить аннулировать установленное резервирование из-за более приоритетных заданий. Так как неудовлетворение запроса может быть вызвано объединением нескольких запросов, ошибка резервирования должна быть ретранслирована всем получателям группы. Кроме того, объединение разнородных запросов создает потенциальную трудность, известную как проблема "резервирования килера", в которой один запрос может блокировать услуги другого. В действительности существует две такие проблемы.
Первая проблема резервирования килера (KR-I) возникает, когда уже имеется резервирование Q0. Если другой получатель делает новое Q1 > Q0, результирующее объединенное резервирование Q0 и Q1 может быть отвергнуто системой контроля доступа в некотором последующем узле. Это не должно вредить услугам на уровне Q0. Решение этой проблемы весьма просто: когда контроль доступа не пропускает запрос резервирования, существующее состояние резервирования сохраняется.
Вторая проблема (KR-II) противоположна первой: получатель, выполняющий резервирование Q1, сохраняется даже в случае не прохождения контроля доступа для Q1 в каком-то узле. Это не должно мешать другому получателю, установить меньшее резервирование Q0, которое бы прошло, если бы не было объединено с Q1.
Чтобы решить эту проблему сообщения ResvErr устанавливают дополнительное состояние, называемое, "состояние блокады", в каждом из узлов, через которые проходит это сообщение. Состояние блокады в узле модифицирует процедуру объединения, так чтобы игнорировать блокирующие спецификации flowspec (Q1 в вышеприведенном примере), позволяя скромным запросам проходить и осуществлять свое резервирование. Состояние резервирования Q1 считается в данном случае заблокированным.
Запрос резервирования, не прошедший контроль допуска создает состояние блокады в соответствующем узле, но остается действующим во всех предшествующих узлах. Было предложено, чтобы эти резервирования до точки отказа были удалены. Однако, эти резервирования были сохранены по следующим причинам:
Имеется две возможные причины получателю настаивать на резервировании:
Заказываемый ресурс доступен по всей длине пути, или
Нужно получить желаемый уровень QoS вдоль оговоренного пути так далеко, как это возможно. Конечно, во втором случае, а может быть и в первом, получатель захочет настаивать на резервировании, осуществленном вплоть до точки блокировки.
Если бы эти резервирования в предыдущих узлах не были сохранены, реагирование RSVP на некоторые переходные отказы станет хуже. Например, предположим, что маршрут переключился на альтернативный, который сильно перегружен, так что существующие резервирования не могут быть удовлетворены, и система возвращается к исходному маршруту. Состояние блокады в каждом из маршрутизаторов до узкого места не должно быть немедленно удалено, так как не позволит системе быстро восстановиться.
Если бы мы не обновляли резервирование в предшествующих узлах каждые Tb секунд, они могли бы быть удалены по таймауту (Tb время таймаута состояния блокады).
10. Подтверждение
Чтобы запросить подтверждение на свое резервирование, получатель Rj включает в сообщение Resv объект запроса подтверждения, содержащий IP-адрес Rj. В каждой точке объединения только наибольшая из спецификаций flowspec и соответствующий объект запроса подтверждения посылаются далее. Если запрос резервирования от Rj равен или меньше уже существующего резервирования, его Resv не переадресуется последующим узлам, и, если Resv включает в себя запрос подтверждения, отправителю Rj посылается сообщение ResvConf. Если запрос подтверждения переадресуется, это делается немедленно и не более одного раза на каждый запрос.
Этот механизм подтверждения имеет следующую последовательность:
Новый запрос резервирования со спецификацией flowspec больше чем любая из действующих в данной точке спецификаций сессии обычно вызывает либо сообщение ResvErr, либо ResvConf, отправляемое получателю каждым из отправителей данных. В этом случае, сообщение ResvConf будет подтверждением, относящимся ко всему пути.
Получение ResvConf не предоставляет никаких гарантий. Предположим, что два запроса резервирования от получателей R1 и R2 пришли в узел, где они были объединены. R2, чье резервирование было вторым по времени, может получить подтверждение ResvConf от данного узла, в то время как запрос R1 еще не прошел весь путь и он может еще быть отвергнут каким-то последующим узлом. Таким образом, R2 может получить ResvConf, когда не имеется полномасштабного резервирования вдоль всего пути; более того, R2 может получить ResvConf, за которым последует сообщение ResvErr.
11. Управление политикой
Механизм управления политикой определяет, каким пользователям или приложениям позволено осуществлять резервирование и в каком объеме. RSVP-запросы QoS позволяют определенным пользователям получить предпочтительный доступ к сетевым ресурсам. Для предотвращения злоупотреблений, необходима некоторая обратная связь. Такого рода обратная связь может быть реализована с помощью административной политики обеспечения доступа, или путем введения прямой или виртуальной оплаты резервирования. В любом случае требуется идентификация пользователя.
Когда запрашивается новое резервирование, каждый узел должен ответить на два вопроса: "Имеется ли достаточно ресурсов, чтобы удовлетворить запрос?" и "Позволено ли данному пользователю осуществлять резервирование?" Эти два решения называются "управлением доступа" и "управлением политикой", соответственно. Различные административные домены в Интернет могут иметь разные политики резервирования.
На вход управления политикой поступают специфические блоки данных, которые заключены в объектах POLICY_DATA протокола RSVP. Эти блоки данных могут включать в себя параметры доступа пользователя, его класс, номер аккоунта, пределы квоты и пр. Подобно flowspecs, эти данные недоступны для RSVP, который просто передает их, когда требуется, системе управления политикой. Аналогично, объединение этих данных должно выполняться системой управления политикой, а не самим протоколом RSVP. Заметим, что точки объединения данных, характеризующих политику, должны находиться на границах административных доменов.
Перенос таких данных, поставляемых пользователями, в сообщениях Resv может представлять проблему в случае существенного увеличения числа пользователей. Когда мультикастинг-группа содержит большое число получателей, может оказаться невозможно или нежелательно транспортировать данные, описывающие политику, вдоль всего маршрута. Эти данные должны объединяться как можно ближе к получателям, чтобы избежать чрезмерного информационного потока.
12. Безопасность
При использовании протокола RSVP возникают определенные проблемы безопасности.
Целостность сообщений и аутентификация узлов
Повреждение или фальсификация запросов резервирования может привести к получению услуг неавторизованными пользователями или к отказам в услугах. RSVP осуществляет защиту против таких атак с помощью механизма аутентификации, действующего в каждом из узлов и использующего шифрование с применением хэш-функций. Механизм поддерживается объектами INTEGRITY, которые могут быть включены в любое сообщение RSVP. Эти объекты используют технику криптографических дайджестов, которая предполагает, что соседи RSVP совместно владеют секретом шифрования (см. [Baker96]).
Аутентификация пользователя
Управление политикой будет зависеть от положительного результата аутентификации для каждого из запросов резервирования. Информация, характеризующая политику, может быть включена в сообщение в виде криптографически защищенного сертификата пользователя.
Безопасные потоки данных
Первые два пункта касались выполнения операций RSVP. Третий пункт касается резервирования для безопасных потоков данных. В частности, использование IPSEC (IP Security) в потоке данных создает проблему для RSVP: если транспортный и вышележащие заголовки зашифрованы, общие номера порта RSVP не могут использоваться для определения сессии или отправителя.
Для решения этой проблемы определено расширение RSVP, в котором идентификатор секретности (IPSEC SPI) играет ту же роль что и номер порта [RFC 2207].
13. Области, не поддерживающие RSVP
Невозможно развернуть протокол RSVP (или любой новый протокол) во всем Интернет одновременно. Более того, RSVP вероятно никогда не будет развернут повсеместно. RSVP должен гарантировать корректную работу, когда два RSVP маршрутизатора объединены друг с другом через сетевую область, не поддерживающую этот протокол. Конечно, промежуточная сетевая область, лишенная поддержки RSVP, не способна осуществлять резервирование ресурсов. Однако, если эта область обладает достаточной емкостью, она может обеспечить необходимый уровень услуг реального времени.
Протокол RSVP приспособлен для работы через такие, не поддерживающие его, сетевые области. Как поддерживающие RSVP так и не поддерживающие RSVP маршрутизаторы переадресуют сообщения Path в соответствие с адресом места назначения, используя свои локальные таблицы маршрутизации. Следовательно, на маршрутизацию сообщений Path не оказывает влияние наличие промежуточных маршрутизаторов, лишенных RSVP поддержки. Когда сообщение Path проходит через сетевую область, не поддерживающую RSVP, оно, направляясь к следующему узлу, поддерживающему RSVP, несет в себе IP-адрес последнего RSVP-маршрутизатора. Сообщение Resv тогда переадресуется непосредственно следующему RSVP-маршрутизатору на пути к отправителю.
Хотя RSVP работает корректно и через сетевые области без поддержки RSVP, узлы из этой области могут внести искажения в QoS. При встрече области без поддержки RSVP протокол устанавливает бит-флаг `NonRSVP' и передает его механизму управления трафиком. Управление трафиком комбинирует этот однобитовый флаг со своей собственной информацией об источниках и передает ее вдоль транспортного пути получателям, используя спецификацию Adspecs [RFC 2210].
При некоторых топологиях маршрутизаторов с и без поддержки RSVP возможна доставка сообщений Resv в не тот узел, или не тот интерфейс. Процесс RSVP должен быть готов обрабатывать такие ситуации. Если адрес места назначения не соответствует ни одному локальному интерфейсу, а сообщение не является Path или PathTear, тогда оно должно передаваться далее без какой-либо обработки в данном узле. Чтобы обработать случай с неправильным интерфейсом, используется дескриптор логического интерфейса LIH (Logical Interface Handle). Информация предыдущего узла, включенная в сообщение Path, содержит не только IP-адрес предшествующего узла, но также и LIH, определяющий логический выходной интерфейс; обе величины записываются в состояние прохода. Сообщение Resv, пребывающее в адресуемый узел, несет в себе IP-адрес и LIH правильного выходного интерфейса, т.е., интерфейса, который должен получить запрошенное резервирование, вне зависимости от того, на какой интерфейс оно попало.
14. Модель ЭВМ
Прежде чем будет сформирована сессия, ей должен быть присвоен идентификатор (DestAddress, ProtocolId [, DstPort]), который рассылается всем отправителям и получателям. Когда RSVP сессия сформировалась, в оконечных системах должны произойти следующие события.
| H1 | Получатель посредством IGMP подключается к мультикаст-группе, заданной адресом DestAddress. |
| H2 | Потенциальный отправитель начинает посылать сообщения Path по адресу DestAddress. |
| H3 | Приложение получателя принимает сообщение Path. |
| H4 | Получатель начинает посылать соответствующие сообщения Resv, задавая дескрипторы нужных потоков. |
| H5 | Приложение отправителя получает сообщение Resv. |
| H6 | Отправитель начинает посылать информационные пакеты. |
H1 и H2 могут произойти в любом порядке.
Предположим, что новый отправитель начинает отправку данных (H6), но пока нет мультикастинг маршрутов, так как ни один получатель не подключился к группе (H1). Тогда данные будут выбрасываться в некотором узловом маршрутизаторе (какой это будет узел, зависит от используемого протокола маршрутизации), пока не появится хотя бы один получатель.
Предположим, что новый отправитель начинает рассылку сообщений Path (H2) и данных (H6) одновременно, и имеется некоторое число получателей, но сообщения Resv пока не достигли отправителя (напр., потому что его сообщения Path еще не дошли до получателей). Тогда исходные данные могут прийти к получателю без желаемого уровня QoS. Отправитель может немного облегчить эту проблему, подождав прибытия первого сообщения Resv (H5). Однако получатели, которые достаточно далеко, могут еще не получить необходимого резервирования.
Если получатель начинает посылать сообщения Resv (H4) до получения какого-либо сообщения Path (H3), RSVP пришлет получателю сообщение об ошибке.
Получатель может просто игнорировать такие сообщения об ошибке или он может избежать их, ожидая сообщений, прежде чем посылать сообщения Resv. Программный интерфейс приложения (API) для RSVP в данной спецификации не определен, так как он может зависеть от ЭВМ и ОС.
15. Функциональная спецификация RSVP
15.1. Формат сообщений RSVP
Сообщение RSVP состоит из общего заголовка, за которым следует тело сообщения, состоящее из переменного числа объектов переменной длины. Для каждого типа сообщения RSVP, существует набор правил допустимого выбора типов объектов. Эти правила специфицированы с использованием стандартных форм Бакуса-Наура (BNF), дополняемых опционными субпоследовательностями, которые помещаются в квадратные скобки. Объекты следуют в определенном порядке. Однако, во многих случаях (но не во всех), порядок объектов не играет роли. Приложение должно создавать сообщения с порядком объектов, предлагаемом в данном документе. Но оно должно быть способно воспринимать объекты в любом порядке.
16. Общий заголовок
Рис. 4.4.9.6.8. Формат общего заголовка
В общем заголовке имеются следующие поля:
Vers. 4 бита – Номер версии протокола. В данном описании = 1.
Флаги: 4 бита - 0x01-0x08. Зарезервированы.
Флаги пока не определены.
Тип Msg. Тип сообщения (8 бит).
1 = Path
2 = Resv
3 = PathErr
4 = ResvErr
5 = PathTear
6 = ResvTear
7 = ResvConf
Контрольная сумма RSVP: 16 бит
Дополнение по модулю один контрольной суммы сообщения (в процессе вычисления поле контрольной суммы считается нулевым). Если в поле записан нуль, это означает, что контрольная сумма не вычислялась.
Send_TTL: 8 бит
Значение TTL для протокола IP, с которым было послано сообщение.
Длина RSVP: 16 бит
Полная длина RSVP сообщения в байтах, включая общий заголовок и объекты переменной длины, которые за ним следуют.
17. Форматы объектов
Каждый объект состоит из одного или более 32-битных слов с 4-байтовым заголовком. Формат объекта показан на рис. 4.4.9.6.9:
Рис. 4.4.9.6.9. Формат объекта
Заголовок объекта имеет следующие поля:
Длина в байтах
16-битовое поле, содержащее полную длину объекта в байтах. Длина должна быть кратна 4 октетам, минимальное значение равно 4.
Class-Num
Идентифицирует класс объекта. Каждый класс объекта имеет свое имя, которое в данном документе записывается прописными буквами. Приложения RSVP должны распознавать следующие классы:
NULL
Объект NULL имеет код Class-Num равный нулю, а его C- тип игнорируется. Его длина должна быть, по крайней мере, равна 4, но может быть любой кратной 4. Объект NULL может появиться где угодно в последовательности объектов. Его содержимое получателем игнорируется.
SESSION
Содержит IP-адрес места назначения (DestAddress), идентификатор протокола IP, и обобщенный номер порта назначения, для того чтобы специфицировать сессию для других объектов, которые следуют далее. Этот класс должен присутствовать в любом сообщении RSVP.
RSVP_HOP
Несет в себе IP-адрес узла, поддерживающего протокол RSVP, который послал это сообщение, и дескриптор логического выходного интерфейса (LIH). Этот класс характеризует предшествующий узел (previous hop).
TIME_VALUES
Содержит значение периода обновления R, используемого отправителем сообщения. Необходим в каждом сообщении Path и Resv.
STYLE
Определяет стиль резервирования, а также зависящую от стиля информацию, которая не включена в объекты FLOWSPEC или FILTER_SPEC. Необходим в каждом сообщении Resv.
FLOWSPEC
Определяет желательный уровень QoS, в сообщениях Resv.
FILTER_SPEC
Определяет субнабор информационных пакетов сессии, которые должны получить желательный уровень QoS (специфицированный объектом FLOWSPEC), в сообщениях Resv.
SENDER_TEMPLATE
Содержит IP-адрес отправителя и, может быть, некоторые дополнительную информацию, идентифицирующую отправителя. Необходим в сообщениях Path.
SENDER_TSPEC
Определяет характеристики информационного трафика отправителя. Необходим в сообщениях Path.
ADSPEC
Несет в себе данные OPWA, в сообщении Path.
ERROR_SPEC
Специфицирует ошибку в сообщениях PathErr, ResvErr, или подтверждение в сообщении ResvConf.
POLICY_DATA
Несет в себе информацию, которая позволит локальному модулю, определяющему политику, принять решение, допустимо ли административно соответствующее резервирование. Может присутствовать в сообщениях Path, Resv, PathErr или ResvErr.
INTEGRITY
Несет в себе криптографические данные для аутентификации исходного узла и для верификации содержимого сообщения RSVP. Использование объекта INTEGRITY описано в ссылке [Baker96] в конце данного документа.
SCOPE
Несет в себе список ЭВМ-отправителей, к которым должно быть переадресовано данное сообщение. Может присутствовать в сообщениях Resv, ResvErr или ResvTear.
RESV_CONFIRM
Несет в себе IP-адрес получателя, который запросил подтверждение. Может присутствовать в сообщениях Resv или ResvConf.
C-Type
Тип объекта, уникален в пределах класса Class-Num.
Максимальная длина объекта равна 65528 байт. Поля Class-Num и C-Тип могут использоваться совместно, как 16-битовое число, для определения уникального типа для каждого из объектов.
Старшие два бита Class-Num используются для определения того, какие действия должен предпринять узел, если он не распознает Class-Num объекта.
18. 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).
19. 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.
20. 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.
21. 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.
22. 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.
23. 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).
24. 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.
25. Использование портов
Сессия RSVP определяется в норме тремя параметрами: DestAddress, ProtocolId, DstPort. Здесь DstPort является полем порта назначения UDP/TCP. DstPort может быть опущен (сделан равным нулю), если ProtocolId специфицирует протокол, который не имеет поля порта места назначения.
RSVP допускает любое значение для ProtocolId. Однако, реализации оконечных систем RSVP могут знать об определенных значениях для этого поля и в частности значения для UDP и TCP (17 и 6 соответственно). Оконечная система может выдать сигнал ошибки приложению, которая:
специфицирует ненулевое значение DstPort для протокола, который не имеет портов типа UDP/TCP, или
специфицирует нулевое значение DstPort для протокола, который имеет порты, специфицированные для UDP/TCP.
Спецификации фильтра и шаблоны отправителя определяют пару: SrcAddress, SrcPort, где SrcPort поле UDP/TCP порта. В некоторых случаях SrcPort может быть опущен (установлен равным нулю). Существуют следующие правила использования нулевого значения полей DstPort и/или SrcPort в RSVP.
1. Порты назначения должны быть взаимосогласованными.
Состояния прохода и резервирования для одного и того же DestAddress и ProtocolId должны иметь свои значения DstPort, которые все равны нулю или все не равны нулю. Нарушение этого условия в узле является ошибкой "конфликт портов назначения (Conflicting Dest Ports)".
2. Правило портов назначения.
Если DstPort в описании сессии равен нулю, все поля SrcPort, используемые для этой сессии, также должны быть равны нулю. При этом предполагается, что протокол не имеет портов типа UDP/TCP. Нарушение этого условия в узле вызовет ошибку "Bad Src Ports".
3. Порты источников должны быть взаимосогласованы.
ЭВМ-отправитель не должна посылать состояния прохода со значением SrcPort равным так и неравным нулю. Нарушение этого условия вызовет ошибку "Conflicting Sender Port". Заметим, что протокол не допускает произвольного назначения номеров портов (wildcard), т.е., нулевой порт не может соответствовать ненулевому порту.
26. Посылка сообщений RSVP
Сообщения RSVP посылаются от узла к узлу между RSVP-маршрутизаторами, поддерживающими этот протокол, в виде IP-дейтограмм с кодом протокола 46. IP-дейтограммы предназначены также для использования между оконечными системами и первыми/последними маршрутизаторами.
Сообщения Path, PathTear и ResvConf должны посылаться с опцией Router Alert IP [RFC-2113] в их IP-заголовках.
По прибытии RSVP-сообщения M, которое меняет статус, узел должен немедленно послать сообщение о модификации состояния. Однако это не должно привести к посылке сообщения через интерфейс, откуда пришло M (что может случиться, если приложение запустит процедуру обновления состояний для текущей сессии). Это правило предотвращает лавину пакетов в сетях с широковещательной рассылкой.
Каждое RSVP-сообщение должно пересылаться только в одной IP-дейтограмме. Если оно превосходит MTU, такая дейтограмма будет фрагментирована. Восстановление сообщения будет произведено узлом-получателем. Это имеет несколько следствий:
Одиночное RSVP- сообщение не должно превосходить максимального размера IP-дейтограммы, примерно 64K байт (на практике значительно меньше!).
Перегруженные сетевые области, которые не поддерживают RSVP, могут потерять отдельные фрагменты, а это приведет к потере всего сообщения.
RSVP использует свой механизм периодического обновления для предотвращения влияния случайной потери отдельных пакетов. При перегрузке сети, однако, существенные потери RSVP-сообщений могут вызвать серьезные нарушения при резервировании сетевых ресурсов. Для контроля задержек, связанных с обслуживанием очереди, и влияния потерь RSVP пакетов, маршрутизаторы должны быть сконфигурированы так, чтобы обеспечивать для данных целей приоритетное обслуживание. Если RSVP-пакеты идут через область сети, где вероятность потери значительна, следует увеличить значение таймаутов.
Некоторые мультикастные протоколы маршрутизации обеспечивают туннели, которые организуют IP-инкапсуляцию мультикастных пакетов и их транспортировку через маршрутизаторы, которые не поддерживают мультикастную маршрутизацию. RSVP может работать через такие мультикастные туннели следующим образом:
Когда узел N направляет сообщение Path выходному логическому интерфейсу L, он включает в сообщение дескриптор логического интерфейса LIH (logical interface handle). Значение LIH содержится в объекте RSVP_HOP.
Следующий узел N' запоминает значение LIH в своем состоянии прохода.
Когда N' посылает сообщение Resv узлу N, он включает в него значение LIH из состояния прохода (содержится в объекте RSVP_HOP).
Когда сообщение Resv прибывает в N, его значение LIH выдает информацию, необходимую для осуществления резервирования в определенном логическом интерфейсе. Заметим, что узел N создает и интерпретирует LIH, которое совершенно не доступно для узла N'.
27. Исключение циклов сообщений RSVP
Переадресация сообщений RSVP должна исключать возможность образования петель. В спокойном состоянии сообщения Path и Resv направляются каждому узлу только раз за период обновления. Это исключает зацикливание пакетов, но имеется еще возможность петель "автоматического обновления". Такие петли автоматического обновления сохраняют состояние "вечно", даже если оконечные узлы прекращают их обновление до тех пор, пока получатели не покинут мультикастинг-группу и/или отправители прекратят посылку сообщения Path. С другой стороны сообщения об ошибке и об аннулировании (teardown) посылаются немедленно и могут служить причиной возникновения циклов.
Рассмотрим каждый тип сообщения.
Сообщения Path. Эти сообщения направляются точно тем же путем, что и информационные IP-пакеты. Следовательно, не должно возникать циклов для сообщений типа Path (за исключением циклов, связанных с переходными процессами установления маршрута).
Сообщения PathTear. Эти сообщения используют ту же маршрутизацию, что и сообщения Path и, следовательно, не могут образовывать циклов.
Сообщения PathErr. Так как сообщения Path не образуют циклов, они формируют состояние прохода, которое описывает обратный маршрут для каждого из отправителей, который не может иметь петель. Сообщения PathErr всегда направлены определенному отправителю и, следовательно, не могут образовывать циклов.
Сообщения Resv. Эти сообщения направлены определенному отправителю и не могут иметь циклов. Однако, сообщения Resv с произвольным выбором отправителя (wildcard) (стиль WF) имеет потенциал для запуска циклов обновления.
Сообщения ResvTear. Хотя сообщения ResvTear маршрутизируются также как и сообщения Resv. При повторном проходе по петле состояние будет отсутствовать (аннулировано), и любое сообщение ResvTear будет отброшено.
Сообщения ResvErr. Эти сообщения для стиля резервирования WF могут вызывать зацикливание по той же причине, что и для сообщений Resv.
Сообщения ResvConf. Эти сообщения направляются фиксированному уникастному получателю и не могут приводить к циклам.
Если топология не содержит петель, зацикливания сообщений Resv и ResvErr при произвольном выборе отправителя можно избежать, следуя приведенному выше правилу: состояние, которое получено через определенный интерфейс, никогда не должно переадресовываться через этот же интерфейс. Однако, когда топология содержит петли, необходимы дополнительные усилия для предотвращения циклов автоматического обновления для сообщений Resv и ResvErr с произвольным выбором отправителя. Решением этой проблемы может быть включение списка адресов получателей в объект SCOPE.
Когда сообщение Resv с стилем WF должно быть переадресовано определенному предыдущему узлу, следует определить новый список адресов для объекта SCOPE на основе аналогичного объекта, полученного с соответствующими сообщениями Resv. Если новый объект SCOPE пуст, сообщение не направляется предыдущему узлу. Правила для вычисления нового объекта SCOPE/ для сообщения Resv приведены ниже:
Образуется объединение наборов IP- адресов отправителей, перечисленных во всех объектах SCOPE состояния резервирования данной сессии. Если состояние резервирования от некоторых NHOP не содержит объектов SCOPE, должен быть создан заменяющий список отправителей, который и помещается в указанное объединение. Для сообщения, которое получено выходным интерфейсом OI, список замен представляет собой набор отправителей, которые маршрутизированы на этот OI.
Любые локальные отправители (т.е., любое приложение отправителя в данном узле) удаляются из этого списка.
Если объект SCOPE должен быть послан PHOP, следует удалить из набора любого отправителя, который не присылает данные через PHOP.
На рис. 4.4.9.6.10 показан пример Resv сообщений (стиль WF). Адресный список объекта SCOPE показан в квадратных скобках.
Интерфейс IА |
Интерфейс IБ |
Интерфейс IВ |
|||
Получает |
Отправляет |
Получает |
Отправляет |
Получает |
Отправляет |
| WF([S1,S2,S3]) | WF([S4]) | WF([S2,S3,S4]) | WF([S1]) | WF([S4,S1]) | WF([S2,S3]) |
Объекты SCOPE не являются необходимыми, если мультикастинг-маршрутизация использует совместные деревья или если стиль резервирования предполагает явный выбор отправителей. При использовании объектов SCOPE в сообщениях ResvErr стиля WF следует придерживаться следующих правил:
Узел, который обнаружил ошибку, отправляет сообщение ResvErr, содержащее копию объекта SCOPE, соответствующего состоянию резервирования или сообщению, которое вызвало ошибку.
Предположим, что узлом получено сообщение ResvErr с произвольным указанием отправителей (wildcard), содержащее объект SCOPE со списком адресов отправителей L. Сообщение ResvErr, переадресованное интерфейсу OI должно содержать объект SCOPE, извлеченный из L и включающий только те адреса отправителей, которые маршрутизированы на OI. Если этот объект SCOPE пуст, сообщение ResvErr не должно посылаться OI.
28. 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
29. Локальное восстановление
Когда маршрут изменяется, следующее сообщение обновления Path или Resv установит проход или состояние резервирования (соответственно) вдоль нового маршрута. Чтобы обеспечить быструю адаптацию к изменениям маршрута, не вводя чрезмерно коротких периодов обновления, местный модуль протокола маршрутизации может сообщить процессу RSVP об изменении маршрута до определенных мест назначения. Процесс RSVP должен использовать эту информацию для запуска обновления в соответствующих областях с учетом изменения маршрута.
При этом используются следующие правила спецификации:
Когда маршрутизация обнаруживает изменение набора выходных интерфейсов для места назначения G, RSVP должен обновить состояние прохода, подождать короткий период W и затем послать сообщение обновление Path всем сессиям G/* (т.е., любой сессии с местом назначения G, вне зависимости от порта назначения). Короткая выдержка перед рассылкой сообщения обновления Path нужна, чтобы позволить завершиться переходным процессам в маршрутном протоколе. В настоящее время предлагается W = 2 сек; однако, эта величина должна быть задана при конфигурировании каждого интерфейса.
Когда приходит сообщение Path с адресом предыдущего узла, который отличается от записанного в состоянии прохода, RSVP должен немедленно послать сообщение обновления Resv этому PHOP.
30. Временные параметры
Существует два временных параметра, соответствующие каждому элементу прохода или состоянию резервирования RSVP в узле: период обновления R между последовательными коррекциями состояния соседнего узла и время жизни локального состояния L. Каждое сообщение RSVP Resv или Path может содержать объект TIME_VALUES, специфицирующий значение R, которое было использовано при генерации данного сообщения обновления. Эта величина R затем используется для определения значения L. Величины R и L могут варьироваться от узла к узлу.
Более подробно:
Флойд и Джакобсон [FJ94] показали, что периодические сообщения, генерируемые независимыми сетевыми узлами, могут взаимно синхронизоваться. Это может привести к деградации сетевых услуг, так как периодические сообщения могут сталкиваться с другими сетевыми пакетами. Так как RSVP периодически посылает сообщения обновления, он должен избегать синхронизации сообщений и гарантировать, чтобы любая возникшая синхронизация не была стабильной. По этой причине таймер обновления должен быть рэндомизован в диапазоне [0.5R, 1.5R].
Чтобы избежать преждевременной потери состояния, L должно удовлетворять условию L ? (K + 0.5)*1.5*R, где K небольшое целое число. Тогда в худшем случае, K-1 последовательных сообщений могут быть потеряны без ликвидации состояния. Чтобы вычислить время жизни L для комбинации состояний с различными R R0, R1, ..., заменяем R на max(Ri). В настоящее время по умолчанию K = 3. Однако может быть необходимо установить большее значение K для узлов с высокой вероятностью потерь. K может устанавливаться при конфигурации интерфейса вручную или с помощью какой-либо адаптивной процедуры.
Каждое сообщение Path или Resv несет в себе объект TIME_VALUES, содержащий время обновления R, использованное при генерации обновлений. Узел получателя использует это R для определения времени жизни L записанного состояния, созданного или обновленного данным сообщением.
Время обновления R выбирается локально для каждого из узлов. Если узел не использует локального восстановления резервирования, нарушенного в результате изменения маршрута, меньшее значение R ускоряет адаптацию к изменениям маршрута, но увеличивает издержки RSVP. Узел может настраивать эффективное значение R динамически, чтобы контролировать уровень издержек, связанных с сообщениями обновления. В настоящее время по умолчанию выбирается R = 30 секундам. Однако значение по умолчанию Rdef должно выбираться индивидуально для каждого интерфейса.
Когда R меняется динамически, существует предел того, как быстро оно может расти. Отношение величин R2/R1 не должно превосходить 1 + Slew.Max. В настоящее время, Slew.Max равно 0.30. При K = 3, один пакет может быть потерян без таймаута состояния, в то время как R увеличивается на 30% за период обновления.
Чтобы улучшить надежность, узел может временно после изменения состояния посылать сообщения обновления более часто.
Значения Rdef, K и Slew.Max, используемые в приложении, должны легко модифицироваться для каждого интерфейса.
31. Политика в области трафика и узлы с не интегрированными услугами
Некоторые уровни QoS могут требовать определенной политики в управлении трафиком в некоторых или всех перечисленных ниже случаях:
Краевые точки сети.
Точки объединения данных от многих отправителей.
Точки ветвления, где трафик в различных ветвях может требовать различных уровней резервирования.
RSVP знает, где такие точки находятся, и должен обеспечивать этими данными механизм управления трафиком. С другой стороны, RSVP не интерпретирует информацию в flowspec и, следовательно, не знает, использованы ли рекомендации управления в каждом конкретном случае.
Процесс RSVP передает управлению трафиком специальный флаг политики для каждой из трех указанных выше ситуаций.
E_Police_Flag – управление входом
Этот флаг устанавливается для первого узла RSVP, который реализует управление трафиком. Например, ЭВМ-отправители должны поддерживать RSVP, но многие из них не поддерживают управление трафиком. В этом случае флаг E_Police_Flag в ЭВМ-отправителе должен быть равен нулю, флаг устанавливается равным 1, когда достигнута первая ЭВМ, поддерживающая управление трафиком. Это контролируется флагом E_Police в объектах SESSION.
M_Police_Flag – управление объединением
Этот флаг должен быть установлен для резервирования, использующего стили WF или SE, когда объединяются потоки более чем одного отправителя.
B_Police_Flag –управление ветвлением
Этот флаг должен быть установлен, когда инсталлированная flowspec меньше или сравнима с FLOWSPEC какого-либо другого интерфейса для того же самого FILTER_SPEC и SESSION.
RSVP должен также проверять наличие вдоль пути узлов, не поддерживающих RSVP, и переправлять эту информацию управлению трафиком. На основании этого флага и другой сопутствующей информации система контроля трафиком может обнаружить узлы, которые не способны обеспечить управление QoS. Эта информация передается получателям в спецификации Adspecs [RFC 2210].
При обычной IP-переадресации, RSVP может обнаружить узлы без поддержки RSVP путем сравнения значения IP TTL, с которым послано сообщение Path, с полученным TTL. Для этой цели TTL помещается в общий заголовок. Однако, TTL не всегда является надежным индикатором узлов без поддержки RSVP, и для этих целей иногда используются другие средства. Например, если маршрутный протокол использует туннели с IP-инкапсуляцией, этот протокол должен проинформировать RSVP о наличии узлов, лишенных поддержки RSVP. В отсутствии автоматических механизмов осуществляется ручная конфигурация.
32. ЭВМ с несколькими сетевыми интерфейсами
При работе с ЭВМ, имеющими несколько сетевых интерфейсов, требуется выполнение ряда специальных правил. К такого рода устройствам относятся и маршрутизаторы, которые поддерживают локальные прикладные программы.
Приложение, исполняемое на такой машине, должно явно указывать через какой интерфейс осуществляется передача данного информационного потока, для того чтобы заменить интерфейс, заданный по умолчанию системой.
Посылка данных
Приложение отправителя использует API вызов для декларации характеристик его информационного потока для RSVP. Этот вызов может опционно включать локальный IP-адрес отправителя. Если он установлен приложением, этот параметр должен быть адресом интерфейса для отправки информационных пакетов, в противном случае, используется системный интерфейс по умолчанию.
Процесс RSVP ЭВМ посылает затем приложению сообщения Path только через специфицированный интерфейс.
33. Выполнение резервирования
Приложение-получатель использует вызов API для запроса резервирования RSVP. Этот вызов может опционно включать локальный IP-адрес получателя, т.е., адрес интерфейса для получения информационных пакетов. В случае мультикаст-сессий это интерфейс, к которому подключилась группа. Если этот параметр опущен, система использует значение по умолчанию.
Процесс RSVP должен посылать сообщения Resv приложению через специфицированный интерфейс. Однако, когда приложение исполняется в маршрутизаторе, а сессия является мультикастной, возникает более сложная ситуация. Предположим, что в этом случае приложение получателя присоединяется к группе через интерфейс Iapp, который отличается от Isp – ближайшего интерфейса по пути к отправителю. Теперь имеется два возможных пути для мультикастной маршрутизации при доставке информационных пакетов приложению. Процесс RSVP должен определить, какой вариант выбрать, просмотрев состояние прохода и решив, какой из входных интерфейсов следует использовать для посылки сообщений.
Протокол мультикастной маршрутизации может создавать отдельные ветви дерева доставки к Iapp. В этом случае будет иметься состояние прохода для обоих интерфейсов Isp и Iapp. Состояние прохода в Iapp должно только соответствовать резервированию локального приложения. Оно должно быть помечено процессом RSVP как "Local_only". Если существует состояние прохода "Local_only" для Iapp, сообщение Resv должно посылаться через Iapp. Заметим, что имеется возможность для блоков состояния прохода Isp и Iapp иметь один и тот же следующий узел, если в маршрут вклинивается область, не поддерживающая RSVP.
Протокол мультикастной маршрутизации может переадресовать данные в пределах маршрутизатора от Isp к Iapp. В этом случае Iapp появится в списке выходных интерфейсов состояния прохода Isp и сообщения Resv должны будут посылаться через Isp.
Когда сообщения Path и PathTear переадресованы, состояние прохода, помеченное как "Local_Only", должно игнорироваться.
34. Будущая совместимость
В будущем для существующих классов могут быть описаны новые объекты C-Типа, а могут быть определены и новые классы объектов. Крайне желательно использовать такие объекты Интернет в рамках старых приложений, которые их не распознают. К сожалению, это возможно с заметными ограничениями. Здесь нужно придерживаться следующих правил (`b' означает бит).
1. Неизвестный класс
Существует три возможных способа, чтобы приложение RSVP могло работать с объектом неизвестного класса. Этот выбор определяется двумя старшими битами октета Class-Num.
Class-Num = 0bbbbbbb. Все сообщение должно быть отброшено и возвращена ошибка "Unknown Object Class" (неизвестный класс объекта).
Class-Num = 10bbbbbb. Узел должен игнорировать объект без дальнейшей пересылки или отправки сообщений об ошибке.
Class-Num = 11bbbbbb. Узел должен игнорировать объект, но может переадресовать его далее без модификации со всеми сообщениями, вызванными данным запросом.
Ниже приведены более детализированные правила для работы с нераспознанными классами объектов для Class-Num вида 11bbbbbb:
Такие объекты неизвестного класса, включенные в сообщения PathTear, ResvTear, PathErr или ResvErr, должны немедленно переадресовываться в рамках того же сообщения.
Такие объекты неизвестного класса, включенные в сообщения Path или Resv, должны быть записаны в соответствующие состояния и посланы в сообщениях обновления, сопряженных с указанным состоянием.
Когда формируется обновление Resv путем объединения нескольких запросов резервирования, сообщение обновления должно включать в себя объединение объектов неузнанных классов всех компонентов запроса. В этом объединении каждый такой объект может присутствовать только один раз.
Исходный порядок таких объектов необязательно сохранять. Однако формируемое сообщение должно подчиняться общим правилам в отношении упорядочения объектов.
Хотя объекты с неизвестным классом не могут объединяться, эти правила позволяют передать их вплоть до узла, который сможет их распознать и объединить.
2. Неизвестный C-Тип для известного класса
Появление объекта с неизвестным C-типом приведет к выбрасыванию всего сообщения и генерации сообщения об ошибке (ResvErr или PathErr). Сообщение об ошибке будет включать Class-Num и C-тип, который был не распознан. Оконечная система, которая отправила нераспознанное сообщение может использовать эту информацию, чтобы попытаться повторить попытку с объектом другого C-типа.
Объекты определенных классов (FLOWSPEC, ADSPEC и POLICY_DATA) не прозрачны для RSVP, который просто передает их системе управления трафиком или другим модулям управления. В зависимости от внутренних правил любой из упомянутых модулей может отвергнуть C-Тип и информировать об этом RSVP-процесс; RSVP должен тогда отвергнуть такое сообщение и проинформировать об ошибке.
35. Интерфейсы RSVP
RSVP в маршрутизаторе имеет интерфейсы для управления трафиком, а в ЭВМ - интерфейсы для приложений (т.е., API), а также для управления трафиком (если такой контроль предусмотрен).
35.1. Интерфейс приложения RSVP
Структура реального интерфейса может зависеть от операционной системы. Некоторые из вызовов предполагают асинхронную присылку информации.
Регистрация сессии
Вызов: SESSION( DestAddress , ProtocolId, DstPort
[ , SESSION_object ]
[ , Upcall_Proc_addr ] ) -> Session-id
Этот вызов инициирует RSVP обработку сессии, заданной DestAddress, ProtocolId и, возможно, номером порта DstPort. В случае успеха вызов SESSION возвращает локальный идентификатор сессии Session-id, который может использоваться при последующих вызовах.
Параметр Upcall_Proc_addr определяет адрес вызова процедуры получения кода ошибки или информации о событии. Параметр SESSION_object включен для организации механизма поддержки более общего описания сессии ("обобщенный порт назначения"). Обычно SESSION_object опускается.
Определение отправителя
Вызов: SENDER( Session-id
[ , Source_Address ] [ , Source_Port ]
[ , Sender_Template ]
[ , Sender_Tspec ] [ , Adspec ]
[ , Data_TTL ] [ , Policy_data ] )
Отправитель использует этот вызов, чтобы определить или модифицировать атрибуты информационного потока. Первое обращение к SENDER для регистрации сессии как `Session-id' заставит RSVP начать рассылку сообщений Path для данной сессии; последующие вызовы будут модифицировать информацию о проходе.
Параметры SENDER интерпретируются следующим образом:
Source_Address. Это адрес интерфейса через который будут посылаться данные. Если этот параметр пропущен, будет использоваться интерфейс по умолчанию. Этот параметр необходим для ЭВМ с двумя и более сетевыми интерфейсами.
Source_Port. Это UDP/TCP порт, через который будут посылаться данные.
Sender_Template. Этот параметр включен для поддержки механизма более общего описания отправителя ("обобщенный порт источника"). Обычно этот параметр может быть опущен.
Sender_Tspec. Этот параметр описывает трафик потока; смотри [RFC 2210].
Adspec. Этот параметр может быть специфицирован для инициализации вычисления свойств QoS вдоль пути; смотри [RFC 2210].
Data_TTL. Это IP TTL параметр, который несут в себе информационные пакеты. Он необходим, чтобы гарантировать условие, при котором сообщения Path не будут попадать за пределы зоны мультикастинг-сессии.
Policy_data. Это опционный параметр несет в себе управляющую информацию для отправителя. Эта информация может задаваться системной службой и для приложения может быть недоступной.
RESERVE
Вызов: RESERVE( session-id, [ receiver_address , ]
[ CONF_flag, ] [ Policy_data, ]
style, style-dependent-parms )
Получатель использует этот вызов, для того чтобы осуществить или модифицировать резервирование для сессии `session-id'. Первое обращение RESERVE инициирует периодическую передачу сообщений Resv. Последующие вызовы RESERVE могут служить для модификации параметров предыдущих обращений.
Опционный параметр `receiver_address' может использоваться получателем в маршрутизаторе или ЭВМ с несколькими сетевыми интерфейсами; это IP-адрес одного из интерфейсов узла. Флаг CONF_flag должен быть установлен, если желательно подтверждение резервирования. Параметр `Policy_data' специфицирует управляющие данные получателя, в то время как параметр `style' указывает на стиль резервирования. Остальные параметры зависят от стиля; обычно они соответствуют спецификациям фильтра и flowspecs.
Отбой
Вызов: RELEASE( session-id )
Этот вызов удаляет состояние RSVP для сессии, указанной в session-id. Узел затем шлет соответствующие сообщения отмены (teardown) и прекращает рассылку сообщений обновления для session-id.
Вызовы Error/Event (ошибка/событие)
Общая форма вызова имеет вид:
Обращение: <Upcall_Proc>( ) -> session-id, Info_type,
information_parameters
"Upcall_Proc" представляет собой процедуру, чей адрес был дан при вызове SESSION. Это обращение может произойти асинхронно в любое время после вызова SESSION до вызова RELEASE и служит для индикации ошибки или события.
В настоящее время имеется пять типов обращений, отличающихся параметром Info_type. Выбор информационных параметров зависит от типа.
1. Info_type = PATH_EVENT
Обращение Path Event приводит к тому, что получение первого сообщения Path для данной сессии, указывает приложению получателя на наличие, по крайней мере, одного отправителя или на изменение состояние прохода.
Обращение (отклик): <Upcall_Proc>( ) -> session-id,
Info_type = PATH_EVENT,
Sender_Tspec, Sender_Template
[ , Adspec ] [ , Policy_data ]
Это обращение выдает спецификации Sender_Tspec, Sender_Template, Adspec и управляющую информацию из запроса Path.
2. Info_type = RESV_EVENT
Обращение Resv Event запускается в результате получения первого сообщения RESV, или как следствие модификации предшествующего состояния резервирования для данной сессии.
Обращение (отклик): <Upcall_Proc>( ) -> session-id,
Info_type = RESV_EVENT,
Style, Flowspec, Filter_Spec_list
[ , Policy_data ]
`Flowspec' – эффективное значение QoS, которое получено. Заметим, что сообщение Resv (стиль FF) может вызвать несколько обращений RESV_EVENT, по одному для каждого дескриптора потока.
3. Info_type = PATH_ERROR
Событие Path Error индицирует ошибку в информации отправителя, которая была специфицирована в запросе SENDER.
Обращение (отклик): <Upcall_Proc>( ) -> session-id,
Info_type=PATH_ERROR,
Error_code , Error_value ,
Error_Node , Sender_Template
[ , Policy_data_list ]
Параметр Error_code определяет ошибку, а Error_value может нести в себе некоторую дополнительную (возможно системно-зависимую) информацию об ошибке. Параметр Error_Node специфицирует IP-адрес узла, который обнаружил ошибку. Параметр Policy_data_list, если он присутствует, содержит любые объекты POLICY_DATA из неудачного сообщения Path.
4. Info_type = RESV_ERR
Событие Resv Error указывает на ошибку в сообщении резервирования, в формирование которого приняло участие данное приложение.
Обращение (отклик): <Upcall_Proc>( ) -> session-id,
Info_type = RESV_ERROR,
Error_code , Error_value ,
Error_Node , Error_flags ,
Flowspec, Filter_spec_list
[ , Policy_data_list ]
Параметр Error_Node специфицирует IP-адрес узла, который обнаружил данное событие.
Имеется два флага Error_flags:
- InPlace
Этот флаг может быть равен 1 при ошибке контроля доступа для индикации наличия резервирования в узле, где произошла ошибка. Этот флаг устанавливается при ошибке и транспортируется сообщениями ResvErr.
- NotGuilty
Этот флаг может быть равен 1 при ошибке контроля доступа для индикации того, что запрошенная получателем спецификация flowspec оказалась меньше той, которая вызвала ошибку. Этот флаг устанавливается API получателя.
Filter_spec_list и Flowspec содержат соответствующие объекты из ошибки дескриптора потока. List_count специфицирует число FILTER_SPECS в списке Filter_spec_list. Параметр Policy_data_list содержит любые объекты POLICY_DATA из сообщения ResvErr.
5. Info_type = RESV_CONFIRM
Событие Подтверждение указывает, что получено сообщение ResvConf.
Обращение (отклик): <Upcall_Proc>( ) -> session-id,
Info_type = RESV_CONFIRM,
Style, List_count,
Flowspec, Filter_spec_list
[ , Policy_data ]
Параметры интерпретируются также как и для отклика Resv Error.
Хотя сообщения RSVP, указывающие на события path или resv могут приходить периодически, API должно послать соответствующие асинхронные отклики приложению только на первое из них или при изменении полученной информации. Все события, сопряженные с ошибками или подтверждениями должны доводиться до сведения приложения.
36. Интерфейс управления трафиком RSVP
Трудно представить общий интерфейс для управления трафиком, так как детали установления резервирования сильно зависят от технологии реализации канального уровня в интерфейсе.
Объединение RSVP-резервирований необходимо из-за мультикастной доставки данных, при которой информационные пакеты размножаются для отправки последующим узлам. В каждой такой точке размножения, RSVP должен объединять запросы резервирования от последующих узлов путем выбора “максимума” их спецификаций flowspecs. В данном маршрутизаторе или ЭВМ может присутствовать несколько таких точек объединения/размножения.
1. IP-уровень
Мультикастная IP рассылка выполняет разветвление потока на IP-уровне. В этом случае RSVP должен объединять резервирования, соответствующих выходных интерфейсов для последующей отправки запроса резервирования далее.
2. Сеть
Размножение пакетов может иметь место и после узла, например, в широковещательных сетях, в переключателях канального уровня или системе маршрутизаторов, не поддерживающих RSVP. В этих случаях RSVP должен объединять запросы резервирования от ряда предыдущих узлов, для того чтобы выполнить резервирование для одного выходного интерфейса
3. Драйвер канального уровня
В технологиях со множественным доступом размножение пакетов может осуществляться на уровне канального драйвера или сетевого интерфейса.
В общем, эти сложности не влияют на реализацию протокола RSVP, нужно только четко определить какие запросы резервирования следует объединить. Может оказаться желательным организовать реализацию RSVP из двух блоков: ядро, которое выполняет канально-независимую обработку и адаптационный уровень, учитывающий канальную специфику.
Выполнение резервирования
Вызов: TC_AddFlowspec( Interface, TC_Flowspec,
TC_Tspec, TC_Adspec, Police_Flags )
-> RHandle [, Fwd_Flowspec]
Параметр TC_Flowspec определяет желательное значение QoS для управления доступом;. Его значение вычисляется как максимум совокупности спецификаций flowspecs для последующих узлов (см. ниже описание вызова Compare_Flowspecs). Параметр TC_Tspec определяет эффективное значение спецификации отправителя Tspec Path_Te. Параметр TC_Adspec задает спецификацию Adspec. Параметр Police_Flags несет в себе три флага E_Police_Flag, M_Police_Flag и B_Police_Flag.
Если данный вызов оказался успешным, он устанавливает новый канал резервирования, соответствующий RHandle; в противном случае, он возвращает код ошибки. Код RHandle используется вызывающей программой для будущих ссылок на это резервирование. Если служба управления трафиком модифицирует flowspec, вызов вернет модифицированный объект Fwd_Flowspec.
Модификация резервирования
Вызов: TC_ModFlowspec( Interface, RHandle, TC_Flowspec,
TC_Tspec, TC_Adspec, Police_flags )
[ -> Fwd_Flowspec ]
Этот вызов используется для модификации существующего резервирования. TC_Flowspec передается блоку контроля разрешения. Если разрешения нет, текущая спецификация flowspec остается в силе. Соответствующие спецификации фильтров, если таковые имеются, остаются не затронутыми. Другие параметры определены также как и в TC_AddFlowspec. Если система модифицирует flowspec, вызов вернет также модифицированный объект Fwd_Flowspec.
Уничтожение спецификации Flowspec
Вызов: TC_DelFlowspec( Interface, RHandle )
Этот вызов ликвидирует существующее резервирование, включая спецификацию flowspec и все сопряженные спецификации фильтров.
Добавление спецификации фильтра
Вызов: TC_AddFilter( Interface, RHandle,
Session , FilterSpec ) -> FHandle
Этот вызов добавляет новую спецификацию фильтра для резервирования, заданного RHandle. Запрос посылается после успешного вызова TC_AddFlowspec. Этот вызов возвращает дескриптор фильтра FHandle.
Уничтожение спецификации фильтра
Вызов: TC_DelFilter( Interface, FHandle )
Этот вызов используется для удаления какого-либо фильтра, идентифицируемого FHandle.
Модификация OPWA
Вызов: TC_Advertise( Interface, Adspec,
Non_RSVP_Hop_flag ) -> New_Adspec
Этот вызов используется при OPWA и служит для вычисления выходной спецификации New_Adspec для заданного интерфейса. Битовый флаг Non_RSVP_Hop_flag должен устанавливаться в случае, когда демон RSVP обнаруживает, что предшествующий узел содержит один или более маршрутизаторов, не поддерживающих RSVP. TC_Advertise вставит эту информацию в New_Adspec для оповещениястить обнаружения такого узла.
Запрос резервирования
Обращение (отклик): TC_Preempt() -> RHandle, Reason_code
Для того чтобы выдать новый запрос резервирования, модули контроля разрешения и управления могут осуществить выделение квот для одного или двух существующих резервирований. Это вызовет отклик TC_Preempt() на каждое привилегированное RSVP резервирование, отправляя дескриптор резервирования RHandle и субкод причины.
37. Интерфейс маршрутизации RSVP
Реализация RSVP нуждается в следующей поддержке со стороны механизма маршрутизации узла.
Запрос маршрута
Для пересылки сообщений Path и PathTear процесс RSVP должен быть способен запрашивать процесс маршрутизации с целью получения маршрутных данных.
Ucast_Route_Query( [ SrcAddress, ] DestAddress,
Notify_flag ) -> OutInterface
Mcast_Route_Query( [ SrcAddress, ] DestAddress,
Notify_flag )
-> [ IncInterface, ] OutInterface_list
В зависимости от протокола маршрутизации запрос может зависеть или нет от SrcAddress, т.е., от IP-адреса ЭВМ-отправителя, который является также IP-адресом источника сообщения. IncInterface характеризует интерфейс, через который ожидается прибытие пакета. Некоторые мультикастные протоколы маршрутизации могут не выдавать этот адрес. Если флаг Notify_flag = True, блок маршрутизации отправит сообщение о непреднамеренном изменении маршрута, если такое изменение произойдет.
Мультикастный маршрутный запрос может вернуть пустой список OutInterface_list, если за оговоренным маршрутизатором нет ни одного получателя. Запрос маршрутной информации может вернуть сообщение `No such route' (такой маршрут отсутствует) возможно, в результате временной рассогласованности (например, сообщение Path или PathTear для запрошенного маршрута не дошло). В любом случае локальное состояние должно быть актуализовано так, как это требуется в запросе, который не может быть переслан далее.
Сообщение об изменении маршрута
При маршрутном запросе с флагом Notify_flag = True, процесс маршрутизации может послать асинхронное сообщение процессу RSVP, который уведомляет об изменении определенного маршрута.
Ucast_Route_Change( ) -> [ SrcAddress, ] DestAddress,
OutInterface
Mcast_Route_Change( ) -> [ SrcAddress, ] DestAddress,
[ IncInterface, ] OutInterface_list
Обнаружение списка интерфейсов
RSVP должен быть способен запоминать, какой реальный и виртуальный интерфейсы являются активными, а также их IP-адреса.
Должна быть предусмотрена возможность логической дезактивации интерфейса для RSVP. Когда интерфейс дезактивирован, сообщения Path не должны проходить через данный интерфейс, если сообщение RSVP получено, оно должно быть отброшено (возможно, с соответствующей записью в журнале операций).
38. Пакетные I/O интерфейсы RSVP
Реализация RSVP нуждается в следующей поддержке со стороны систем ввода/вывода пакетов и со стороны механизма переадресации узла.
Неизбирательный режим приема сообщений RSVP
Пакеты, полученные для IP-протокола (код 46) но не адресованные узлу, должны быть переправлены программе RSVP для последующей обработки. Сообщения RSVP переправляемые таким образом включают сообщения Path, PathTear и ResvConf. Эти типы сообщений несут в себе IP-опцию оповещение маршрутизатора (Router Alert), которая может быть использована для выделения этих пакетов в высокоскоростном канале переадресации. В качестве альтернативы узел может перехватывать все пакеты с кодом протокола 46.
В маршрутизаторе или ЭВМ с несколькими сетевыми интерфейсами идентификация интерфейса (реального и виртуального), через который получено заданное сообщение, также как IP-адрес источника и TTL, с которым оно получено, должна быть также доступна для процесса RSVP.
Спецификация выходного канала
RSVP должен уметь обеспечить посылку дейтограммы через специальный выходной интерфейс (реальный или виртуальный) в обход обычного механизма маршрутизации. Виртуальным каналом может быть, например, мультикастный туннель.
Спецификация адреса источника и TTL
RSVP должен быть способен специфицировать IP-адрес отправителя и TTL, которые могут использоваться при посылке сообщений Path.
Оповещение маршрутизатора
RSVP должен быть способен вызвать посылку сообщения Path, PathTear и ResvConf с опцией оповещения маршрутизатора (Router Alert).
39. Манипуляции, зависящие от вида услуг
Flowspecs, Tspecs и Adspecs являются объектами, совершенно недоступными для RSVP; их содержимое определено в документах спецификации услуг. Для того чтобы манипулировать этими объектами процесс RSVP должен иметь в своем распоряжении следующие программы, зависящие от типа услуг.
Сравнение спецификаций потоков
Compare_Flowspecs( Flowspec_1, Flowspec_2 ) ->
result_code
Возможный результат операции result_codes указывает: flowspecs равны, Flowspec_1 меньше, Flowspec_2 больше, flowspecs совместимы и можно вычислить LUB, или flowspecs не совместимы. Заметим, что, сравнивая две спецификации, мы косвенно сопоставляем Tspecs, которые они содержат. Хотя процесс RSVP не может сам осуществить разбор flowspec с целью извлечения Tspec, он может использовать вызов процедуры Compare_Flowspecs для косвенного вычисления Resv_Te.
Сравнение LUB Flowspecs
LUB_of_Flowspecs( Flowspec_1, Flowspec_2 ) ->
Flowspec_LUB
Вычисление GLB Flowspecs
GLB_of_Flowspecs( Flowspec_1, Flowspec_2 ) ->
Flowspec_GLB
Сравнение Tspecs
Compare_Tspecs( Tspec_1, Tspec_2 ) -> result_code
Возможным результатом процедуры result_codes может быть: Tspecs равны или Tspecs не равны.
Сумма Tspecs
Sum_Tspecs( Tspec_1, Tspec_2 ) -> Tspec_sum
Этот вызов используется для вычисления Path_Te.
40. Приложение A. Определения объектов
C-типы определены для двух семейств адресов Интернет IPv4 и IPv6. Для работы с другими адресными семействами можно легко определить новый C-тип. Все неиспользуемые поля должны заполняться нулями и игнорироваться при получении .
Класс сессии
Класс сессии = 1.
Объект IPv4/UDP SESSION: Класс = 1, C-тип = 1
Объект IPv6/UDP SESSION: Класс = 1, C-тип = 2
DestAddress
Уникастный или мультикастный IP-адрес места назначения сессии. Это поле не должно быть равно нулю.
Протокол Id
Идентификатор IP-протокола для потока данных. Это поле не должно быть равно нулю.
Флаги
0x01 = E_Police flag
Флаг E_Police используется в сообщениях Path для определения эффективного “края” сети, с целью организации управления трафиком. Если ЭВМ отправитель сама не способна осуществлять управление трафиком, она установит этот бит в сообщениях Path, которые посылает. Первый узел, где RSVP имеется возможность управления трафиком (если это требуется), установит этот флаг равным нулю.
DstPort
UDP/TCP порт места назначения сессии. Допустимо значение нуль, означающее отсутствие порта.
Класс RSVP_HOP
RSVP_HOP класс = 3.
Объект IPv4 RSVP_HOP: Класс = 3, C-Тип = 1
Объект IPv6 RSVP_HOP: Класс = 3, C-Тип = 2
Этот объект несет в себе IP-адрес интерфейса, через который последний RSVP-узел переслал это сообщение. Дескриптор логического интерфейса LIH (Logical Interface Handle) используется, для того чтобы различать логические выходные интерфейсы. Узел, получая LIH в сообщении Path, запоминает его величину и возвращает его в объектах HOP последующих сообщений Resv, посланных узлу, который сформировал LIH. LIH должен быть тождественно равен нулю, если не существует дескриптора логического интерфейса.
Класс INTEGRITY
INTEGRITY класс = 4.
Класс TIME_VALUES
TIME_VALUES класс = 5.
Объект TIME_VALUES: Класс = 5, C-Тип = 1
Период обновления
Период таймаута обновления R, использованного для генерации этого сообщения (в миллисекундах).
Класс ERROR_SPEC
ERROR_SPEC класс = 6.
Объект IPv4 ERROR_SPEC: Класс = 6, C-тип = 1
Объект IPv6 ERROR_SPEC: Класс = 6, C-тип = 2
Поле адрес узла, где произошла ошибка является IP-адресом (IPv4 или Ipv6).
Флаги
0x01 = InPlace
Это значение поля флаги используется только для объектов ERROR_SPEC в сообщении ResvErr. Если флаг = 1, это указывает, что в узле, где произошла ошибка, установлено резервирование.
0x02 = NotGuilty
Это значение поля флаги используется только для объекта ERROR_SPEC в сообщении ResvErr. Это значение устанавливается для интерфейса в прикладной программе получателя. Если флаг имеет такой код, спецификация FLOWSPEC, которая вызвала ошибку, больше запрошенной получателем.
Код ошибки.Одно-октетное поле кода описания ошибки.
Значение ошибки
Двухоктетное поле, содержащее дополнительную информацию об ошибке. Его содержимое зависит от типа ошибки. Значения поля код ошибки и значение ошибки приведены в приложении B (см. ниже).
Класс SCOPE = 7.
Этот объект содержит список IP-адресов, использованных для сообщений маршрутизации с произвольным выбором отправителей (wildcard) без петель. Адреса должны быть перечислены в возрастающем порядке.
Объект IPv4 SCOPE: Класс = 7, C-тип = 1
Объект Ipv6 SCOPE: Класс = 7, C-тип = 2
Объект имеет ту же структуру, что и предыдущий, только для каждого адреса выделяется 16 байт.
Класс STYLE = 8.
Объект STYLE: Класс = 8, C-тип = 1
Поле Флаги: 8 бит. (Пока не определены)
Вектор опций
: 24 бита
Этот набор битовых полей определяет опции резервирования. Если в будущем будут добавлены новые опции, нужно будет ввести соответствующие поля в вектор опций со стороны младших разрядов. Если узел не распознает идентификатор стиля, он может интерпретировать ту часть вектора опций, которая ему известна, игнорируя новые незнакомые ему поля. Биты вектора опций определены (слева направо) следующим образом:
19 бит: Зарезервировано
2 бита: контроль совместного использования
00b: Зарезервировано
01b: Явное резервирование
10b: Распределенное резервирование
11b: Зарезервировано
3 бита: Управление выбором отправителя
000b: Зарезервировано
001b: Произвольный выбор (Wildcard)
010b: Прямой выбор (Explicit)
011b - 111b: Зарезервировано
Младшие биты вектора опций определяются стилем:
WF 10001b
FF 01010b
SE 10010b
Класс FLOWSPEC
Класс FLOWSPEC = 9.
Зарезервировано (устарело) объект flowspec: Класс = 9, C-Тип = 1
Объект Inv-serv Flowspec: Класс = 9, C-тип = 2
Содержимое и правила кодирования этого объекта описаны в документах, подготовленных рабочей группой int-serv [RFC 2210].
Класс FILTER_SPEC = 10.
Объект IPv4 FILTER_SPEC: Класс = 10, C-тип = 1
Объект IPv6 FILTER_SPEC: Класс = 10, C-тип = 2
Объект имеет ту же структуру, что и предыдущий, только для каждого адреса выделяется 16 байт.
Объект IPv6 Flow-label FILTER_SPEC: Класс = 10, C-тип = 3
SrcAddress.
Это поле характеризует IP-адрес источника для ЭВМ отправителя. Его значение не должно быть равно нулю.
SrcPort. UDP/TCP номер порта отправителя, или нуль, указывающий на отсутствие порта.
Метка потока. 24-битовое поле метки потока, определенной в IPv6. Этот код может использоваться классификатором пакетов для эффективной идентификации кадров, принадлежащих определенному потоку данных (отправитель-> место назначения).
Класс SENDER_TEMPLATE = 11.
Объект IPv4 SENDER_TEMPLATE: Класс = 11, C-тип = 1
Определение то же, что и для объекта IPv4/UDP FILTER_SPEC.
Объект IPv6 SENDER_TEMPLATE: Класс = 11, C-тип = 2
Определение то же, что и для объекта IPv6/UDP FILTER_SPEC.
Объект метки потока IPv6 SENDER_TEMPLATE: Класс = 11, C-тип = 3
Класс SENDER_TSPEC = 12.
Объект Intserv SENDER_TSPEC: Класс = 12, C-тип = 2
Содержимое и правила кодирования для этого объекта специфицированы в документах, подготовленных рабочей группой int-serv.
Класс ADSPEC = 13.
Объект Intserv ADSPEC: Класс = 13, C-тип = 2
Содержимое и формат этого объекта специфицированы в документах, подготовленных рабочей группой int-serv.
Класс POLICY_DATA = 14.
Объект POLICY_DATA: Класс = 14, C-тип = 1
Содержимое этого объекта будет определено в будущем.
Класс Resv_CONFIRM = 15.
Объект IPv4 RESV_CONFIRM: Класс = 15, C-тип = 1
Объект характеризует 4-байтовый IP-адрес получателя (Ipv4).
Объект IPv6 RESV_CONFIRM: Класс = 15, C-тип = 2
Объект характеризует 15-байтовый IP-адрес получателя (Ipv6).
41. Приложение B. Коды и значения ошибки
Нижеприведенные коды ошибок могут встретиться в объектах ERROR_SPEC, и предназначены для пересылки оконечным системам. За исключением специально оговоренных случаев эти коды могут использоваться только в сообщениях ResvErr.
Код ошибки = 00: Подтверждение.
Это код зарезервирован для использования в объекте ERROR_SPEC сообщения ResvConf. Значение ошибки также будет равно нулю.
Код ошибки = 01: Отказ системы управления допуском.
Запрос резервирования отвергнут системой управления допуском из-за недостатка ресурсов. Для этого кода ошибки 16 бит поля значение ошибки имеют формат:
ssur cccc cccc cccc
где биты имеют следующие значения:
ss = 00: Младшие 12 бит содержат глобально-определенный субкод (значение приведены ниже).
ss = 10: Младшие 12 бит содержат организационно-специфический субкод. Предполагается, что RSVP интерпретирует этот код как обычное число.
ss = 11: Младшие 12 бит содержат субкод, зависящий от вида услуг. Предполагается, что RSVP интерпретирует этот код как обычное число.
Так как механизм управления трафиком может предлагать различные услуги, кодирование может включать в себя некоторые особенности используемой услуги.
u = 0: RSVP отвергает сообщение без модификации локального состояния
u = 1: RSVP может использовать сообщение для модификации локального состояния и для последующей пересылки. Это означает, что сообщение является информационным.
r: зарезервированный бит, должен быть равен нулю.
cccc cccc cccc: 12 битовый код.
Следующие глобально-заданные субкоды могут появиться в младших 12 битах, когда ssur = 0000:
- Субкод = 1: Предел (bound) по задержке не может быть обеспечен.
- Субкод = 2: Запрашиваемая полоса пропускания недоступна.
- Субкод = 3: MTU в flowspec больше чем MTU интерфейса.
Код ошибки = 02: Policy Control failure
Сообщение резервирования или path было отвергнуто по административным причинам, например, не выполнены условия аутентификации, недостаточная квота и т.д.. Этот код ошибки может появиться в сообщении PathErr или ResvErr.
Содержимое поля значение ошибки должно быть определено в будущем.
Код ошибки = 03: Нет информации о проходе для этого сообщения Resv. Нет состояния прохода для данной сессии. Сообщение Resv не может быть переслано.
Код ошибки = 04: Нет информации отправителя для этого сообщения Resv. Имеется состояние прохода для этой сессии, но оно не включает в себя записи отправителя, соответствующей дескриптору потока, который содержится в сообщении Resv. Сообщение Resv не может быть переслано.
Код ошибки = 05: Конфликт со стилем резервирования. Стиль резервирования конфликтует со стилем существующего состояния резервирования. Поле значение ошибки содержит младшие 16 бит вектора опций существующего стиля, с которым произошел конфликт. Сообщение Resv не может быть переслано.
Код ошибки = 06: Неизвестный стиль резервирования. Стиль резервирования неизвестен. Сообщение Resv не может быть переслано.
Код ошибки = 07: Конфликт портов места назначения. Появились сессии для одного и того же адреса места назначения с нулевым и ненулевым значением полей порта назначения. Этот код ошибки может появиться в сообщении PathErr или ResvErr.
Код ошибки = 08: Конфликт портов отправителя. Для одной и той же сессии имеются нулевые и ненулевые порты отправителя в сообщениях Path. Этот код ошибки может появиться только в сообщении PathErr.
Код ошибки = 09, 10, 11: (зарезервировано)
Код ошибки = 12: Привилегированное обслуживание. Запрос обслуживания, определенный объектом STYLE, и дескриптор потока были административно перехвачены.
Для этого кода ошибки 16 бит поля значения ошибки имеют формат:
ssur cccc cccc cccc
Ниже приведены значения старших бит ssur, как они определены при коде ошибки 01. Глобально-заданные субкоды, которые могут появиться в младших 12 битах, когда ssur = 0000 должны быть определены в будущем.
Код ошибки = 13: Неизвестный класс объекта. Этот код ошибки содержит 16-битовое слово, состоящее из (Class-Num, C-тип) неизвестного объекта. Эта ошибка должна быть послана только в случае, когда RSVP намеревается отвергнуть сообщение, как это определено старшими битами Class-Num. Этот код ошибки может появиться в сообщении PathErr или ResvErr.
Код ошибки = 14: Неизвестный объект C-типа. Значение ошибки содержит 6-битовый код, состоящий из (Class-Num, C-тип) объекта.
Код ошибки = 15-19: (зарезервировано)
Код ошибки = 20: Зарезервировано для API. Поле значение ошибки содержит код ошибки API, которая была обнаружена асинхронно и о которой необходимо уведомить систему соответствующим откликом.
Код ошибки = 21: Ошибка управления трафиком. Запрос управления трафиком не прошел из-за формата или содержимого параметров запроса. Сообщения Resv или Path, которые инициировали вызов, не могут быть пересланы, повторные вызовы бесполезны.
Для этого кода ошибки 16 бит поля значения ошибки имеют формат:
ss00 cccc cccc cccc
Ниже представлены значения старших бит ss, как это определено для кода ошибки 01.
Следующие глобально-заданные субкоды могут появляться в младших 12 битах (cccc cccc cccc), когда ss = 00:
Субкод = 01: Конфликт сервиса. Попытка объединить два несовместимых запроса обслуживания.
Субкод = 02: Сервис не поддерживается. Управление трафиком не может обеспечить запрашиваемый сервис или его приемлемую замену.
Субкод = 03: Плохое значение Flowspec. Запрос неверного формата или неприемлемые требования.
Субкод = 04: Плохое значение Tspec. Запрос неверного формата или неприемлемых требований.
Субкод = 05: Плохое значение Adspec. Запрос неверного формата или неприемлемые требования.
Код ошибки = 22: Ошибка системы управления трафиком. Модули управления трафиком обнаружели системную ошибку. Значение ошибки будет содержать специфический для системы код, предоставляющий дополнительную информацию об ошибке. Предполагается, что RSVP не может интерпретировать его значение.
Код ошибки = 23: Системная ошибка RSVP
Поле значения ошибки предоставляет информацию об ошибке с учетом конкретной реализации приложения. Предполагается, что RSVP не может интерпретировать его значение.
Вообще каждое сообщение RSVP переформируется в каждом узле, а узел, в котором генерируется RSVP сообщение, несет ответственность за его правильную структуру. Аналогично, каждый узел должен контролировать корректность структуры полученного им сообщения. В случае, когда из-за ошибки программы будет генерировано сообщение с некорректным форматом, оконечная система не обязательно будет проинформирована об этом. Ошибка, скорее всего, будет зафиксирована локально и передана через механизмы управления сетью.
Единственными ошибками формата сообщений, которые доводятся до сведения оконечной системы, являются несоответствия версии.
Ошибки формата сообщения, которые могут быть зафиксированы локально и сообщены приложению RSVP, относятся к числу специфических для данной реализации. Наиболее типичными из них можно считать следующие:
Неверная длина сообщения: Поле длины RSVP не соответствует реальной длине сообщения.
Неизвестная или неподдерживаемая версия RSVP.
Ошибка в контрольной сумме RSVP
Ошибка в INTEGRITY
Нелегальный тип сообщения RSVP
Нелегальная длина объекта: не кратна 4, или меньше 4 байт.
Адрес предыдущего/следующего узла в объекте HOP является нелегальным.
Неверный номер порта источника: Порт источника не равен нулю в спецификации фильтра или шаблоне отправителя для сессии с нулевым портом назначения.
Отсутствует необходимый класс объекта
Нелегальный класс объекта для данного типа сообщения.
Нарушение регламентируемого порядка объектов
Неверное число дескрипторов потока для данного типа сообщения или стиля
Неверный дескриптор логического интерфейса
Неизвестный объект Class-Num.
Адрес места назначения сообщения ResvConf не согласуется с адресом получателя в объекте RESV_CONFIRM.
42. Приложение C. UDP-инкапсуляция
Реализации RSVP обычно требуют возможности выполнять любые сетевые операции ввода/вывода, т.е., посылать и получать IP-дейтограммы, используя код протокола 46. Однако, некоторые важные классы вычислительных систем могут не поддерживать такого рода операции. Для использования RSVP, такие ЭВМ должны инкапсулировать сообщения RSVP в UDP-дейтограммы.
Базовая схема UDP-инкапсуляции использует два предположения:
Все ЭВМ способны посылать и получать мультикастные пакеты, если требуется поддержка мультикастных адресов назначения.
Маршрутизаторы первого/последнего узлов должны поддерживать RSVP.
Пусть Hu является ЭВМ, которая нуждается в UDP-инкапсуляции, а Hr ЭВМ, способная выполнять любые сетевые операции ввода/вывода. Схема UDP-инкапсуляции должна допускать RSVP взаимодействие ЭВМ типа Hr, Hu и маршрутизаторов.
Сообщения Resv, ResvErr, ResvTear и PathErr посылаются по уникастным адресам, полученным из состояний прохода или резервирования узла. Если узел отслеживает, в каком из предыдущих узлов и в каком интерфейсе нужна UDP-инкапсуляция, эти сообщения при необходимости могут быть посланы с применением UDP инкапсуляции. С другой стороны, сообщения Path и PathTear могут посылаться адресату с применением как мультикастных, так и уникастных адресов.
В таблицах 4.4.9.6.1 и 4.4.9.6.2 приведены базовые правила UDP-инкапсуляции сообщений Path и PathTear, для уникастных и мультикастных DestAddress. Другие типы сообщений, которые работают с уникастными адресами, должны следовать правилам из табл. 4.4.9.6.1. Записи в колонке `RSVP посылает' имеют формат `mode(destaddr, destport)'.
Полезно определить две разновидности UDP-инкапсуляций, одна используется для посылки сообщений от Hu, другая от Hr и R. Это делается, для того чтобы избежать двойной обработки сообщения получателем. На практике эти два вида инкапсуляций разделяются по номерам UDP портов Pu и Pu'.
В таблицах используются следующие символы.
D является портом назначения (DestAddress) конкретной сессии.
G* является стандартным групповым адресом формата 224.0.0.14, т.е., группа ограничена пределами локальной сети.
Pu и Pu' являются стандартными UDP-портами для UDP-инкапсуляции RSVP, с номерами 1698 и 1699.
Ra равен IP-адресу интерфейса маршрутизатора `a'.
Интерфейс маршрутизатора `a' локально доступен для Hu и Hr.
Таблица 4.4.9.6.1. Правила UDP-инкапсуляции для уникастных сообщений Path и Resv
(D – уникастный адрес места назначения; R – маршрутизатор; Raw – режим произвольных операций сетевого ввода/вывода.)
Узел |
RSVP посылает |
RSVP получает |
| Hu | UDP(D/Ra,Pu) [1] | UDP(D,Pu) и UDP(D,Pu’) [2] |
| Hr |
Raw(D) и, если (UDP), тогда UDP(D, Pu’) |
RAW() и UDP(D, Pu) [2] (игнорировать Pu’) |
| R (интерфейс а) |
Raw(D) и, если (UDP), тогда UDP(D, Pu’) |
RAW() и UDP(Ra, Pu) (игнорировать Pu’) |
| [1] |
Hu посылает уникастные сообщения Path либо по адресу D, если D является локальным, либо по адресу Ra маршрутизатора первого узла. Ra предполагается известным. |
| [2] | Здесь D является адресом локального интерфейса, через который приходит сообщение. |
| [3] | Это предполагает, что приложение присоединилось к группе D. |
| Узел | RSVP посылает |
RSVP получает |
| Hu | UDP(G*,Pu) | UDP(D,Pu’) [3] и UDP(G*,Pu) |
| Hr |
Raw(D,Tr) и, если (UDP), тогда UDP(D, Pu’) |
RAW() и UDP(G*, Pu) (игнорировать Pu’) |
| R (интерфейс а) |
Raw(D,Tr) и, если (UDP), тогда UDP(D, Pu’) |
RAW() и UDP(G*, Pu) (игнорировать Pu’) |
Когда получен UDP-инкапсулированный пакет, в большинстве систем TTL не доступно для приложения. Процесс RSVP, который получает UDP-инкапсулированное сообщение Path или PathTear должен использовать поле Send_TTL общего RSVP-заголовка для извлечения значения TTL. В тех случаях, когда это по каким-либо причинам не приемлемо, значение TTL может быть задано вручную при конфигурации.
Мы предположили, что первый маршрутизатор, поддерживающий RSVP, подключен непосредственно к локальной сети. Существует несколько подходов в случае, когда это не так.
Hu может запускать как уникастные, так и мультикастные сессии в UDP(Ra,Pu) с TTL=Ta. Здесь Ta должно быть достаточным, чтобы достичь R. Если Ta слишком мало, сообщение Path не дойдет до R. Если Ta слишком велико, R и последующие маршрутизаторы могут переправлять UDP-пакет до тех пор, пока не иссякнет запас по TTL. Это включит UDP-инкапсуляцию между маршрутизаторами в Интернет, возможно вызвав паразитный UDP трафик. ЭВМ Hu должна быть непосредственно сконфигурирована с использованием Ra и Ta.
Конкретная ЭВМ локальной сети, соединенная с Hu может считаться “транспортной ЭВМ RSVP". Транспортная ЭВМ будет прослушивать (G*,Pu) и переправлять любое сообщение Path непосредственно R, хотя это и не будет маршрутом передачи данных. Транспортная ЭВМ должна быть сконфигурирована с использованием Ra и Ta.
Библиография
| [Baker96] | Baker, F., "RSVP Cryptographic Authentication", Work in Progress. |
| [RFC 1633] | Braden, R., Clark, D., and S. Shenker, "Integrated Services in the Internet Architecture: an Overview", RFC 1633, ISI, MIT, and PARC, June 1994. |
| [FJ94] | Floyd, S. and V. Jacobson, "Synchronization of Periodic Routing Messages", IEEE/ACM Transactions on Networking, Vol. 2, No. 2, April, 1994. |
| [RFC 2207] | Berger, L. and T. O'Malley, "RSVP Extensions for IPSEC Data Flows", RFC 2207, September 1997. |
| [RFC-2208] | “Resource Reservation Protocol (RSVP) – Version 1. Applicability Statement”. |
| [RFC-2209] | “Resource Reservation Protocol (RSVP) – Version 1.Message Processing Rules” |
| [RFC 2113] | Katz, D., "IP Router Alert Option", RFC 2113, cisco Systems, February 1997. |
| [RFC 2210] | Wroclawski, J., "The Use of RSVP with Integrated Services", RFC 2210, September 1997. |
| [RFC-2211] | “Specification of the Controlled-Load Network Element Service” |
| [RFC-2212] | “Specification of Guarantied Quality of Service” |
| [PolArch96] | Herzog, S., "Policy Control for RSVP: Architectural Overview". Work in Progress. |
| [OPWA95] | Shenker, S. and L. Breslau, "Two Issues in Reservation Establishment", Proc. ACM SIGCOMM '95, Cambridge, MA, August 1995. |
Протокол SLIP
3.4 Протокол SLIP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Протокол SLIP (Serial Line IP, RFC-1055) – это простейший способ инкапсуляции IP-дейтограмм для последовательных каналов связи. Этот протокол стал популярным благодаря возможностям подключения домашних персональных машин к сети Интернет через порт RS-232, который соединен с модемом. IP-дейтограмма в случае SLIP должна завершаться специальным символом 0xC0, называемым конец. Во многих реализациях дейтограмма и начинается с этого символа. Если какой-то байт дейтограммы равен символу конец, то вместо него передается двухбайтовая последовательность 0xDB, 0xDC. Октет 0xDB выполняет в SLIP функцию ESC-символа. Если же байт дейтограммы равен 0xDB, то вместо него передается последовательность 0xDB, 0xDD. Использование протокола SLIP предполагает выполнение ряда условий:
Каждый партнер обмена должен знать IP-адрес своего адресата, так как не существует метода обмена такого рода информацией.
SLIP в отличии от Ethernet не использует контрольных сумм, поэтому обнаружение и коррекция ошибок целиком ложится на программное обеспечение верхних уровней.
Так как кадр SLIP не имеет поля тип, его нельзя использовать, в отличии от кадров Ethernet, для реализации других протоколов методом инкапсуляции.
Впервые протокол SLIP был применен в 1984 году в 4.2BSD. Скорость передачи информации при использовании протокола SLIP не превышает 19.2кб/с, что обычно достаточно для интерактивного обмена в рамках протоколов telnet или RLOGIN. Максимальный размер передаваемого блока (MTU) для SLIP лежит вблизи 256-512 байт, что обеспечивает разумный компромисс между значением задержки отклика (~256мс.) и эффективностью использования канала (~98% для CSLIP). При этом для передачи одного символа (нажатая клавиша) используется 20 байт заголовка в IP-дейтограмме и 20 байт TCP-заголовка. Если мы учтем издержки формирования SLIP-кадра, накладные расходы превосходят 40 байт. Частично этот недостаток устранен в новой версии CSLIP (Compressed SLIP, RFC-1144, предложенной Джекобсоном в 1990 году). В CSLIP заголовок сокращается до 3-5байт (против 40 в SLIP). Эта версия протокола способна поддерживать до 16 TCP-соединений на каждом из концов последовательного канала. Многие современные SLIP-драйверы поддерживают и CSLIP.
3.4.1. Протоколы RS
Протоколы RS (RS-232, RS-449, RS-423-А, RS-422-А и RS-485) относятся к семейству рекомендованных протоколов (буква R в названии обозначает recommended). RS-232 обеспечивает дуплексную связь и скорость передачи 19,2 кбит/ с при длине связи до 15м. На практике при расстояниях порядка 10 метров можно получить быстродействие канала более 100кбит/с. Здесь обеспечивается связь точка-точка. Логической 1 соответствует уровень сигнала -(5-15)В, а логическому нулю +(5-15)В. В отличии от других упомянутых выше стандартов, которые допускают скорости обмена до 10Мбит/с (при длине линии 15м), данный протокол из-за низкой скорости обмена работает без использования симметричных сигналов на скрученной паре канала связи. Более подробную информацию можно найти, например, в http://ixbt.stack.net/comm/rs_proto.html. Разводка разъема приведена в приложении.
Стандарт RS-449 представляет собой в действительности семейство, состоящее из 3-х стандартов. Механическая, функциональная и процедурная часть содержится в самом RS-449, а регламентации электрического интерфейса описаны в RS-423-A (подобен RS-232-C) дле схемы с общей землей. Балансная симметричная схема интерфейса представлена в документе на RS-422-A, для для передачи каждого сигнала используется два провода, что позволяет достичь быстродействия 2Мбит/с при длине соединения до 60м. Разводка разъемов представлена в приложении .
Протокол SNTP
4.4.16 Протокол SNTP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
1. Введение
Протокол сетевого времени (NTP v3), описанный в документе RFC-1305 [MIL92], широко используется для синхронизации часов ЭВМ в глобальном Интернет. Он обеспечивает доступ к национальным системам точного времени. В большинстве мест Интернет протокол гарантирует точность синхронизации с точностью 1-50 мс, в зависимости от свойств источника синхронизации и сетевых задержек.
RFC-1305 специфицирует машину протокола NTP v3 в терминах событий, состояний, функций перехода и действий. Кроме того, там определены инженерные алгоритмы улучшения точности синхронизации и выбора из списка эталонных источников, некоторые из которых могут быть неисправны. Эти алгоритмы необходимы для компенсации влияния вариаций задержки пакетов в сети Интернет. Однако, во многих обстоятельствах приемлемы точности порядка доли секунды. В таких случаях используется более простые протоколы времени [POS83]. Эти протоколы обычно использует RPC-обмен, где клиент запрашивает время дня, а сервер присылает его значение в секундах после некоторого известного эталонного момента.
NTP создан для использования клиентами и серверами с широким диапазоном возможностей для широкого интервала сетевых задержек и большого временного разброса. Большинство пользователей NTP синхронизации используют программное обеспечение с полным набором опций и алгоритмов (смотри http://www.eecis.udel.edu/~ntp).
SNTP v 4 предполагает совместимость с NTP и SNTP v 3 как для клиентов так и для серверов. Кроме того, клиенты и серверы SNTP v.4 могут реализовывать расширения для работы в эникаст режиме.
Клиенты SNTP должны работать только на самом верхнем уровне субсети в конфигурациях, где синхронизация NTP или SNTP клиентов не зависит от других клиентов. Серверы SNTP должны работать только на первом (базовом) уровне субсети и в конфигурациях, где нет других источников синхронизации кроме надежных радио или модемных служб точного времени.
2. Рабочие режимы и адресация
SNTP v.4 может работать в уникастном (точка-точка), мультикастном (один передатчик – много приемников) или эникаст (несколько передатчиков - один приемник). Уникастный клиент посылает запросы специально выделенному серверу по его уникастному адресу и ожидает отклика, из которого он может определить время и опционно RTT, а также сдвижку временной шкалы местных часов по отношению к шкале сервера. Мультикастный сервер периодически посылает сообщения по локальному мультикаст-адресу (IPv4 или IPv6). Мультикастный клиент воспринимает получаемые данные и не посылает никаких запросов. Эникастный клиент посылает запрос по локальному специально выделенному мультикастному (IPv4 или IPv6) адресу, при этом один или более эникатных серверов отправляют клиенту отклик. Клиент связывается с первым из них и в дальнейшем продолжает работу уже в уникастном режиме адресации.
Мультикастные серверы должны реагировать на уникастные запросы клиентов, а также самостоятельно посылать мультикастные сообщения. Мультикастные клиенты могут посылать уникастные запросы, чтобы определить задержку распространения пакетов в сети между сервером и клиентом с тем, чтобы в дальнейшем продолжить работу в мультикастном режиме.
В уникастном режиме адреса клиенту и серверу присваиваются согласно обычной схеме IPv4, IPv6 или OSI. В мультикастном режиме сервер использует локальный широковещательный адрес или мультикастный групповой адрес. Локальный широковещательный IP-адрес имеет область действия, ограниченную субсетью, так как маршрутизаторы не ретранслируют широковещательные IP-дейтограммы. С другой стороны IP-адрес мультикастинг-группы имеет область действия, распространяющуюся потенциально на весь Интернет. Для IPv4 iana для целей NTP выделила мультикастный групповой адрес 224.0.1.1, который используется как для мультикаст серверов, так и для эникаст клиентов.
Мультикастные клиенты прослушивают выделенный локальный широковещательный адрес или мультикастный групповой адрес. В случае мультикастного IP-адреса, мультикастный клиент и эникастный сервер должны реализовать протокол IGMP (Internet Group Management Protocol) [DEE89], для того чтобы местный маршрутизатор подключился к мультикаст-группе и ретранслировал сообщения, направленные по IPv4 или IPv6 мультикастным групповым адресам, присвоенным IANA.
Очень важно оптимально выбрать значение поля TTL в IP-заголовке мультикастинг-сообщения, для того чтобы ограничить сетевые ресурсы, используемые данным видом сервиса.
Режим эникаст сконструирован для использования с набором взаимодействующих серверов, чьи адреса не известны клиенту заранее. Эникастный клиент посылает запрос по локальному широковещательному адресу или групповому мультикастинг-адресу. Для этой цели используется групповой адрес NTP специально выделенный iana для этих целей. Один или более эникастных серверов воспринимают этот запрос и отправляют отклик по уникастному адресу клиента. Клиент устанавливает связь с сервером, от которого получил отклик раньше. Последующие отклики эникаст-серверов игнорируются.
В случае SNTP, существует реальная угроза того, что SNTP мультикаст-клиент может быть введен в заблуждение поведением SNTP или NTP-серверов (возможно и преднамеренным), так как все они используют один и тот же групповой мультикаст-адрес, выделенный для этих целей IANA. Где необходимо, для выбора сервера, известного клиенту может проводиться отбор по адресу. Опционной является схема криптографической аутентификации, описанной в документе RFC-1305.
3. Формат временных меток NTP
Протокол SNTP использует стандартный формат временных меток NTP, описанный в документе RFC-1305 и в предыдущих версиях стандарта. Для согласования со стандартной практикой в Интернет данные NTP характеризуются целыми числами с фиксированной запятой. Биты нумеруются так, что нулевой (старший) разряд размещается слева. Если не оговорено обратного, все числа не имеют знака и занимают все выделенное для них поле.
Так как временная метка NTP представляет собой наиважнейшую часть протокола, для нее разработан специальный формат. Временные метки NTP характеризуются 64-битным числом без знака с фиксированной запятой, которое равно количеству секунд с 0 часов 1 января 1900. Для целочисленной части выделено 32 бита и столько же для дробной части.
Рекомендуется заполнять несущественные младшие двоичные разряды временной метки случайной битовой строкой, что исключает систематические ошибки округления и является средством детектирования зацикливания. Одним из методов выполнения этого условия является генерация случайной 64-битовой последовательности, с последующим ее сдвигом вправо на число бит, равное количеству значащих разрядов временной метки, и добавлением результата к исходному значению временной метки.
Максимальное число, которое может быть представлено в данном формате равно 4,294,967,295 секунд с точностью порядка 200 пикосекунд, что может удовлетворить самым экзотическим требованиям.
Рис. 4.4.16.1. Формат представления временной метки
Заметим что с некоторого времени в 1968 (2,147,483,648 секунда) старший бит (бит 0 целочисленной части) стал равным 1 и 64-битовое поле переполнится в 2036 году. Если NTP или SNTP будут использоваться в 2036 г, будут необходимы некоторые внешние по отношению к данному протоколу меры для определения того относительно 1900 или 2036 года отсчитана приведенная дата (это справедливо и для других дат, кратных 136 годам).
Так как формат временных меток NTP использовался в течение последних 17 лет, остается возможность того, что он будет использоваться еще 40 лет. Так как временных меток NTP до 1968 не существует, можно считать приемлемым, что при бите 0 равном 1, UTC-время лежит в диапазоне 1968-2036 с началом отсчета 0 час. 0 мин. 0 сек. 1 января 1900 г. Если же бит 0 равен нулю, время лежит в диапазоне 2036-2104 г., а UTC-время отсчитывается от 6 час. 28 мин. 16 сек. 7 февраля 2036. Заметим, что при этом вычислении 2000 год не считался високосным.
4. Формат сообщений NTP
Протоколы NTP и SNTP используют в качестве транспортного протокол UDP. При этом работает UDP-порт 123 (NTP), который проставляется как в поле порта отправителя, так и получателя UDP-заголовка.
Ниже приводится описание формата сообщений NTP/SNTP v.4, которые размещаются после UDP-заголовка. Этот формат идентичен описанному в RFC-1305, за исключением содержимого поля идентификатора эталона (reference identifier). Поля заголовка представлены на рис. 4.4.16.2:
Рис. 4.4.16.2. Формат заголовка SNTP-пакета
Поле LI (Leap Indicator) содержит два бита кода предупреждения о добавлении/удалении секунды в последней минуте текущего дня. Значения кодов поля LI приведены в таблице 4.4.16.1:
Таблица 4.4.16.1 Значения кодов поля LI
Поле режим также содержит три бита и указывает на код режима. Значения кодов режима представлены в таблице 4.4.16.2.
Таблица 4.4.16.2. Значение кодов поля режим
| Режим | Значение |
| 0 | зарезервировано |
| 1 | симметричный активный |
| 2 | симметричный пассивный |
| 3 | клиент |
| 4 | сервер |
| 5 | широковещательный |
| 6 | для управляющих сообщений NTP |
| 7 | зарезервировано для частного использования |
Поле слой (Stratum) содержит восемь бит, указывающих на уровень локальных часов. Значения кодов поля слой представлены в таблице 4.4.16.3.
Таблица 4.4.16.3. Значения кодов поля слой (stratum)
| Слой | Значение |
| 0 | не специфицирован или не доступен |
| 1 | первичный эталон (например, радио часы) |
| 2-15 | вторичный эталон (через NTP или SNTP) |
| 16-255 | зарезервировано на будущее |
Поле точность содержит 8 бит и характеризует точность локальных часов, в секундах (показатель степени 2, как и в предыдущем поле). Значения кодов в этом поле лежат в диапазоне -6 для частоты сети переменного тока до -20 для микросекундных часов.
Поле Root Delay представляет собой 32-битовое число с фиксированной запятой, характеризующее RTT в секундах до эталона точного времени. Запятая в этом числе располагается между битами 15 и 16. Заметим, что эта переменная может быть положительной или отрицательной. Диапазон значений кодов этого поля лежит в диапазоне от минус нескольких миллисекунд до плюс нескольких сотен миллисекунд.
Поле Root Dispersion представляет собой 32-битовое число без знака с фиксированной запятой, указывающее на номинальное значение временной ошибки относительно эталона в секундах. Разброс значений этого поля лежит в пределах от нуля до нескольких сот миллисекунд.
Поле идентификатор эталона представляет собой 32-битовую строку, которая позволяет однозначно идентифицировать эталон времени. В случае первичных серверов (слой 0 или 1) NTP V.3 или V.4, идентификатор представляет собой четырех символьную ASCII-строку, размещенную в левой части поля. Свободная часть поля заполняется нулями. Для вторичных серверов NTP V.3, идентификатор равен 32-битовому адресу эталонного источника (IPv4). Для вторичных серверов NTP V.4, в качестве идентификатора используются младшие 32 бита последней временной метки эталонного источника. Первичные серверы NTP (слой 1) должны заносить в это поле коды, идентифицирующие внешние эталоны согласно таблице 4.4.16.4. Если код в таблице отсутствует, допускаются и другие коды.
Таблица 4.4.16.4. Коды идентификатора эталона
| ID-код | Внешний эталонный источник |
| LOCL | В качестве первичного эталона для субсети используются некалиброванные внутренние часы, которые не имеют внешнего источника синхронизации |
| PPS | Атомные часы или другой источник, выдающий импульс каждую секунду и индивидуально калиброванный с использованием национального стандарта времени |
| ACTS | Модемная служба NIST (работает через коммутируемую телефонную сеть) |
| USNO | Модемная служба USNO |
| PTB | Модемная служба PTB (Германия) |
| TDF | Радио 164 кГц (Allouis Франция) |
| DCF | Радио 77.5 кГц (Mainflingen, Германия) |
| MSF | Радио 60 кГц (Rugby, Англия) |
| WWV | Радио 2.5, 5, 10, 15, 20 МГц (Ft. Collins, США) |
| WWVB | Радио 60 кГц (Boulder, US) |
| WWVH | Радио 2.5, 5, 10, 15 МГц (Кауи Гавайи, США) |
| CHU | Радио 3330, 7335, 14670 кГц (Оттава, Канада) |
| LORC | Радионавигационная система LORAN-C |
| OMEG | Радионавигационная система OMEGA |
| GPS | Глобальная служба определения местоположения |
| GOES | Геостационарный спутник контроля за окружающей средой |
/p> Поле эталонная временная метка характеризует время, когда локальные часы были установлены или поправлены (64-битовый формат временной метки).
Поле Originate Timestamp (исходная временная метка) соответствует времени, когда клиент направил запрос серверу (64-битовый формат временной метки).
Поле Receive Timestamp характеризует время, когда запрос пришел на сервер (64-битовый формат временной метки).
Поле Transmit Timestamp соответствует времени, когда сервер послал отклик клиенту (64-битовый формат временной метки).
Поле аутентификатор (опционно) используется, когда необходима аутентификация, и содержит в себе ключевой идентификатор и сообщение.
Поле дайджест хранит код аутентификации сообщения MAC (Message Authentication Code).
5. Операции клиента SNTP
Клиент SNTP может работать в мультикастном, уникастном и эникаситном режимах. В мультикастном режиме клиент не посылает никаких запросов и ждет широковещательных сообщений (режим 5) от специально выделенного мультикастного сервера. В уникастном режиме клиент посылает запросы (режим 3) специально выделенному серверу и ожидает от него откликов (режим 4). В эникастном режиме клиент посылает запросы (режим 3) по специально выделенному местному широковещательному или мультикастному адресу и ожидает откликов (режим 4) от одного или более эникастных серверов. Клиент использует первый полученный отклик и устанавливает с соответствующим сервером связь в уникастном режиме. Последующие отклики от данного, или других серверов игнорируются. Запросы номинально посылаются с интервалом от 64 до 1024 секунд, в зависимости от стабильности частоты клиента и от требуемой точности.
Уникастные или эникастные клиенты используют заголовок сообщения NTP, посылают запрос серверу и считывают время дня из поля Transmit Timestamp отклика. Для этой цели все поля заголовка NTP могут быть установлены равными нулю, за исключением первого октета и (опционно) поля Transmit Timestamp. В первом октете поле LI устанавливается равным 0 (никаких предупреждений), а в поле режим заносится код 3 (клиент). Поле VN должно соответствовать номеру версии сервера NTP/SNTP; однако, серверы V.4 воспринимают и предыдущие версии. Серверы V.3 (RFC-1305) и версии 2 (RFC-1119) воспринимают предшествующие версии, включая версию 1 (RFC-1059). Версия 0 (RFC-959) в настоящее время уже не поддерживается.
Рекомендуется чтобы клиенты использовали последнюю версию, которую поддерживает выбранный сервер.
Чтобы вычислить полную циклическую задержку d и смещение локальных часов по отношению к серверу t, клиент устанавливает значение поля transmit timestamp в запросе равным времени дня согласно часам клиента и в соответствии с форматом временных меток NTP. Сервер копирует этот код в поле originate timestamp отклика и устанавливает поле receive timestamp и transmit timestamp в соответствии с показанием своих часов.
Когда будет получен отклик от сервера, клиент определяет значение переменной Destination Timestamp, как время прибытия по своим часам. В таблице 4.4.16.5. рассмотрены все 4 типа временных меток.
Таблица 4.4.16.5. Типы временных меток
| Имя временной метки | ID | Когда генерируется |
| Originate Timestamp (исходная метка) | T1 | Время отправки запроса клиента |
| Receive Timestamp (метка получения) | T2 | Время получения запроса сервером |
| Transmit Timestamp (метка посылки) | T3 | Время посылки отклика сервером |
| Destination Timestamp (метка назначения) | T4 | Время получения отклика клиентом |
d = (T4 - T1) - (T2 - T3) t = ((T2 - T1) + (T3 - T4)) / 2.
В таблице 4.4.16.6. собраны операции клиента в уникаст, эникаст и мультикаст режимах. Рекомендуемые проверки ошибок представлены в колонках таблицы “Отклик” и “Мультикаст”. Сообщение следует рассматривать как корректное только в случае, если все поля содержат допустимые коды. Следует ли воспринимать сообщение, если оно содержит неверные значения для поля (ей), помеченного ремаркой “Игнорируется”, зависит от конкретной реализации программы.
Таблица 4.4.16.6. Операции клиента и значения полей заголовка
| Имя поля | Уникаст/Эникаст | Мультикаст | |
| Запрос | Отклик | ||
| LI | 0 | 0-2 | 0-2 |
| VN (номер версии) | 1-4 | копируется из запроса | 1-4 |
| Режим | 3 | 4 | 5 |
| Слой | 0 | 1-14 | 1-14 |
| Запрос | 0 | Игнорируется | Игнорируется |
| Точность | 0 | Игнорируется | Игнорируется |
| Root Delay | 0 | Игнорируется | Игнорируется |
| Root Dispersion | 0 | Игнорируется | Игнорируется |
| Reference Identifier | 0 | Игнорируется | Игнорируется |
| Reference Timestamp | 0 | Игнорируется | Игнорируется |
| Originate Timestamp | 0 | (смотри текст) | Игнорируется |
| Receive Timestamp | 0 | (смотри текст) | Игнорируется |
| Transmit Timestamp | (смотри текст) | не равно нулю | не равно нулю |
| Аутентификатор | опционно | опционно | опционно |
/p> 6. Операции сервера SNTP
Сервер SNTP может работать в уникастном, эникастном или мультикастном режимах, а также реализовать любую из комбинаций этих режимов. В уникаст и эникаст режимах сервер получает запросы (режим 3), модифицирует определенные поля в заголовке NTP, и посылает отклик (режим 4), возможно используя тот же буфер сообщения, что и в случае запроса. В режиме эникаст сервер прослушивает определенный широковещательный или групповой мультикаст-адрес, определяемый IANA, но использует свой собственный уникастный адрес в поле адреса отправителя отклика. За исключением выбора адреса в отклике работа сервера в эникаст и уникаст режима идентична. Мультикастные сообщения обычно посылаются с интервалом от 64 до 1024 сек, в зависимости от стабильности часов клиента и требуемой точности.
В эникаст и уникаст режимах поля VN и регистрация (Poll) запроса копируются без изменений в отклик. Если поле режим запроса содержит код 3 (клиент), оно делается в отклике равным 4 (сервер); в противном случае в это поле записывается 2 (симметричный пассивный), для того чтобы обеспечить соответствие со спецификацией NTP. Это позволяет клиентам, сконфигурированным для симметричного активного режима (режим 1) успешно работать, даже если конфигурация не является оптимальной. В мультикастном режиме в поле VN заносится код 4, в поле режим код 5 (широковещательный) и в поле регистрация целая часть значение логарифма по основанию 2 от длительности периода посылки запросов.
Заметим, что крайне желательно чтобы серверы, поддерживающие мультикастинг, поддерживали и уникастный режим. Это необходимо для измерения RTT клиент/сервер, прежде чем осуществлять регулярный обмен в мультикастном режиме.
В уникастном и эникастном режимах сервер может реагировать, а может и игнорировать запросы, если не синхронизован надлежащим образом с помощью радио-часов. Но предпочтительным поведением является присылка отклика в любом случае, так как позволяет убедиться в достижимости сервера. В мультикастном режиме сервер посылает широковещательные сообщения, только если он синхронизован.
Остальные поля заголовка NTP заполняются следующим образом. Если сервер синхронизован и функционирует правильно, в поле LI заносится 0, а в поле слой – 1 (первичный сервер). Если это не так, в поле слой записывается 0, а в поле LI - 3. В поле точность заносится код, характеризующий точность локальных часов. Для всех практических случаев этот код вычисляется, как отрицательное число бит справа от запятой в формате временной метки NTP. Поля Root Delay и Root Dispersion для первичного сервера делаются равными 0. Поле Root Dispersion опционно может быть сделано равным значению, соответствующему максимальной ожидаемой ошибке радио-часов. В поле Reference Identifier заносится идентификатор первичного эталона времени, как это указано в таблице 4.4.16.4.
Поля временных меток заполняются следующим образом. Если сервер не синхронизован или только что включился, все временные метки устанавливаются равными нулю. Если сервер синхронизован, в поле Reference Timestamp записывается время последней коррекции по радио-часам или модему. В уникастном и эникастном режимах в поля Receive Timestamp и Transmit Timestamp заносится время дня, когда было послано сообщение, а в поле Originate Timestamp записывается неизмененная копия поля Transmit Timestamp из запроса. В мультикастном режиме в поля Originate Timestamp и Receive Timestamp заносится 0, а в Transmit Timestamp время дня, когда послано сообщение. В таблице 4.4.16.7 представлены все перечисленные операции.
Таблица 4.4.16.7
| Имя поля | Уникаст/Эникаст | Мультикаст | |
| Запрос | Отклик | ||
| LI | игнорируется | 0 или 3 | 0 или 3 |
| VN | 1-4 | копия из запроса | 4 |
| Режим | 3 | 2 или 4 | 5 |
| Слой | игнорируется | 1 | 1 |
| Регистрация | игнорируется | копия из запроса | log2 периода запросов |
| Точность | игнорируется | -log2 числа значащих бит сервера | -log2 числа значащих бит сервера |
| Root Delay | игнорируется | 0 | 0 |
| Root Dispersion | игнорируется | 0 | 0 |
| Идентификатор эталона | игнорируется | Идентификатор эталона | Идентификатор эталона |
| Reference Timestamp | игнорируется | время последней коррекции по радио-часам | время последней коррекции по радио-часам |
| Originate Timestamp | игнорируется | копируется из поля transmit timestamp | 0 |
| Receive Timestamp | игнорируется | время дня | 0 |
| Transmit Timestamp | (см. текст) | время дня | время дня |
| Аутентификатор | опционно | опционно | опционно |
/p> Наиболее важным индикатором неисправности сервера является поле LI, в котором код 3 указывает на отсутствие синхронизации. Когда получено именно это значение, клиент должен проигнорировать сообщение сервера вне зависимости от содержимого других полей.
7. Конфигурация и управление
Исходная конфигурация SNTP серверов и клиентов может быть произведена на основе конфигурационного файла, если такой файл имеется, или через последовательный порт. Предполагается, что SNTP серверы и клиенты практически не требуют какого-то конфигурирования, специфического для данного узла (помимо IP-адреса, маски субсети или адреса OSI NSAP).
Уникастные клиенты должны быть снабжены именем сервера или его адресом. Если используется имя сервера, то необходим один или несколько адресов ближайших DNS-серверов. Мультикастные серверы и эникастные клиенты должны снабжаться значением TTL, а также местным широковещательным или групповым мультикастным адресом. Эникастные серверы и мультикастные клиенты могут конфигурироваться с привлечением списков пар адрес-маска. Это обеспечивает контроль доступа, так что операции будут производиться только с известными клиентами или серверами. Эти серверы и клиенты должны поддерживать протокол IGMP, а также знать местный широковещательный или групповой мультикастный адрес.
Существует несколько сценариев, которые помогают обнаружить и выбрать сервер для SNTP клиента без предварительной конфигурации (IP-адрес и маска субсети предполагается известной). Для IP-субсети или сегмента LAN, содержащих работающий NTP-сервер клиент может быть сконфигурирован для мультикастного режима, используя местный широковещательный адрес. Тот же подход может быть применен для других серверов, используя групповой мультикастинг-адрес. В обоих случаях предоставление списка адресов-масок серверов является желательным.
В другом сценарии, удобном для протяженных сетей с большими задержками распространения клиенты могут конфигурироваться для эникастного режима, как на начальной фазе, так и в случае, когда выбранный уникастный источник становится недоступным. Следуя протоколу, клиент устанавливает связь с первым откликнувшимся сервером и далее продолжает обмен в уникастном режиме. В этом режиме локальные часы могут автоматически корректироваться с учетом задержки распространения.
В еще одном сценарии, удобном для любой сети, где мультикастные услуги недоступны, DNS может быть сконфигурирована с одним CNAME, аналогично time.domain.net, и списком адресных записей для серверов NTP в домене. Используя адрес time.domain.net и получив список, клиент выбирает сервер и начинает с ним работу в уникастном режиме.
8. Ссылки
| [COL94] | Colella, R., R. Callon, E. Gardner, Y. Rekhter, "Guidelines for OSI NSAP allocation in the Internet", RFC 1629, NIST, May 1994. |
| [DAR81] | Postel, J., "Internet Protocol", STD 5, RFC 791, USC Information Sciences Institute, September 1981. |
| [DEE89] | Deering, S., "Host extensions for IP multicasting", STD 5, RFC 1112, Stanford University, August 1989. |
| [DEE96] | Deering, S., R. Hinden, "Internet Protocol, Version 6 (IPv6) Specification", RFC 1883, Xerox and Ipsilon, January 1996. |
| [DOB91] | Dobbins, K, W. Haggerty, C. Shue, "OSI connectionless transport services on top of UDP - Version: 1", RFC 1240, Open Software Foundation, June 1991. |
| [EAS95] | Eastlake, D., 3rd., and C. Kaufman, "Domain Name System Security Extensions", Work in Progress. |
| [FUR94] | Furniss, P., "Octet sequences for upper-layer OSI to support basic communications applications", RFC 1698, Consultant, October 1994. |
| [HIN96] | Hinden, R., and S. Deering, "IP Version 6 addressing Architecture", RFC 1884, Ipsilon and Xerox, January 1996. |
| [ISO86] | International Standards 8602 - Information Processing Systems - OSI: Connectionless Transport Protocol Specification. International Standards Organization, December 1986. |
| [MIL92] | Mills, D., "Network Time Protocol (V.3) specification, implementation and analysis", RFC 1305, University of Delaware, March 1992. |
| [PAR93] | Partridge, C., T. Mendez and W. Milliken, "Host anycasting service", RFC 1546, Bolt Beranek Newman, November 1993. |
| [POS80] | Postel, J., "User Datagram Protocol", STD 6, RFC 768, USC Information Sciences Institute, August 1980. |
| [POS83] | Postel, J., "Time Protocol", STD 26, RFC 868, USC Information Sciences Institute, May 1983. |
Протокол SSL Безопасный уровень соединителей
6.5 Протокол SSL. Безопасный уровень соединителей
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Преимуществом SSL является то, что он независим от прикладного протокола. Протоколы приложения, такие как HTTP, FTP, TELNET и т.д. могут работать поверх протокола SSL совершенно прозрачно. Протокол SSL может согласовывать алгоритм шифрования и ключ сессии, а также аутентифицировать сервер до того как приложение примет или передаст первый байт данных. Все протокольные прикладные данные передаются зашифрованными с гарантией конфиденциальности.
Протокол SSL предоставляет "безопасный канал", который имеет три основные свойства:
Канал является частным. Шифрование используется для всех сообщений после простого диалога, который служит для определения секретного ключа.
Канал аутентифицирован. Серверная сторона диалога всегда аутентифицируется, в то время как клиентская – аутентифицируется опционно.
Канал надежен. Транспортировка сообщений включает в себя проверку целостности (с привлечением MAC).
6.5.1. Спецификация протокола записей SSL
6.5.1.1. Формат заголовка записи SSL
В SSL все данные пересылаются в виде рекордов (записей), объектов, которые состоят из заголовка и некоторого количества данных. Каждый заголовок рекорда содержит два или три байта кода длины. Если старший бит в первом байте кода длины рекорда равен 1, тогда рекорд не имеет заполнителя и полная длина заголовка равна 2 байтам, в противном случае рекорд содержит заполнитель и полная длина заголовка равна 3 байтам. Передача всегда начинается с заголовка.
Заметим, что в случае длинного заголовка (3 байта), второй по старшинству бит первого байта имеет специальное значение. Когда он равен нулю, посылаемый рекорд является информационным. При равенстве 1, посылаемый рекорд является security escape (в настоящее время не определено ни одного значения security escapes; это зарезервировано для будущих версий протокола).
MAC-DATA = HASH[ SECRET, ACTUAL-DATA, PADDING-DATA, SEQUENCE-NUMBER ]
Где SECRET передается хэш-функции первым, далее следует ACTUAL-DATA и PADDING-DATA>, за которыми передается SEQUENCE-NUMBER. Порядковый номер (SEQUENCE-NUMBER) представляет собой 32-битовый код, который передается хэш-функции в виде 4 байт. Первым передается старший байт (т.е., используется сетевой порядок передачи - "big endian").
MAC-SIZE является функцией используемого алгоритма вычисления дайджеста. Для MD2 и MD5 MAC-SIZE равен 16 байтам (128 битам).
Значение SECRET зависит оттого, кто из партнеров посылает сообщение. Если сообщение посылается клиентом, тогда SECRET равен CLIENT-WRITE-KEY (сервер будет использовать SERVER-READ-KEY для верификации MAC). Если клиент получает сообщение, SECRET равен CLIENT-READ-KEY (сервер будет использовать SERVER-WRITE-KEY для генерации MAC).
SEQUENCE-NUMBER является счетчиком, который инкрементируется как сервером, так и получателем. Для каждого направления передачи, используется пара счетчиков (один для отправителя, другой для получателя). При отправлении сообщения счетчик инкрементируется. Порядковыми номерами являются 32-битовые целые числа без знака, которые при переполнении обнуляются.
Получатель сообщения использует ожидаемое значение порядкового номера для передачи хэш-функции MAC (тип хэш-функции определяется параметром CIPHER-CHOICE). Вычисленная MAC-DATA должна совпадать с переданной MAC-DATA. Если сравнение не прошло, рекорд считается поврежденным, такая ситуация рассматривается как случай "I/O Error" (т.e. как непоправимая ошибка, которая вызывает закрытие соединения).
Окончательная проверка соответствия выполняется, когда используется блочный шифр и соответствующий протокол шифрования. Объем данных в рекорде (RECORD-LENGTH) должен быть кратным размеру блока шифра. Если полученный рекорд не кратен размеру блока шифра, рекорд считается поврежденным, при этом считается, что имела место "I/O Error" (что вызовет разрыв соединения).
Уровень рекордов SSL используется для всех коммуникаций SSL, включая сообщения диалога и информационный обмен. Уровень рекордов SSL применяется как клиентом, так и сервером.
Для двухбайтового заголовка, максимальная длина рекорда равна 32767 байтов. Для трехбайтового заголовка, максимальная длина рекорда равна 16383 байтов. Сообщения протокола диалога SSL должны соответствовать одиночным рекордам протокола SSL (Record Protocol). Сообщения прикладного протокола могут занимать несколько рекордов SSL.
Прежде чем послать первый рекорд SSL все порядковые номера делаются равными нулю. При передаче сообщения порядковый номер инкрементируется, начиная с сообщений CLIENT-HELLO и SERVER-HELLO.
6.5.2. Спецификация протокола диалога SSL
6.5.2.1. Протокол диалога SSL
Протокол диалога SSL имеет две основные фазы. Первая фаза используется для установления конфиденциального канала коммуникаций. Вторая - служит для аутентификации клиента.
Фаза 1
Первая фаза является фазой инициализации соединения, когда оба партнера посылают сообщения "hello". Клиент инициирует диалог посылкой сообщения CLIENT-HELLO. Сервер получает сообщение CLIENT-HELLO, обрабатывает его и откликается сообщением SERVER-HELLO.
К этому моменту, как клиент, так и сервер имеют достаточно информации, чтобы знать, нужен ли новый мастерный ключ. Когда новый мастерный ключ не нужен, клиент и сервер немедленно переходят в фазу 2.
Когда нужен новый мастерный ключ, сообщение SERVER-HELLO будет содержать достаточно данных, чтобы клиент мог сформировать такой ключ. Сюда входит подписанный сертификат сервера, список базовых шифров (см. ниже), и идентификатор соединения (последний представляет собой случайное число, сформированное сервером и используемое на протяжении сессии). Клиент генерирует мастерный ключ и посылает сообщение CLIENT-MASTER-KEY (или сообщение ERROR, если информация сервера указывает, что клиент и сервер не могут согласовать базовый шифр).
Здесь следует заметить, что каждая оконечная точка SSL использует пару шифров для каждого соединения (т.е. всего 4 шифра). На каждой конечной точке, один шифр используется для исходящих коммуникаций и один - для входящих. Когда клиент или сервер генерирует ключ сессии, они в действительности формируют два ключа, SERVER-READ-KEY (известный также как CLIENT-WRITE-KEY) и SERVER-WRITE-KEY (известный также как CLIENT-READ-KEY). Мастерный ключ используется клиентом и сервером для генерации различных ключей сессий.
Наконец, после того как мастерный ключ определен, сервер посылает клиенту сообщение SERVER-VERIFY. Этот заключительный шаг аутентифицирует сервер, так как только сервер, который имеет соответствующий общедоступный ключ, может знать мастерный ключ.
Фаза 2
Вторая фаза является фазой аутентификации. Сервер уже аутентифицирован клиентом на первой фазе, по этой причине здесь осуществляется аутентификация клиента. При типичном сценарии, серверу необходимо получить что-то от клиента, и он посылает запрос. Клиент пришлет позитивный отклик, если располагает необходимой информацией, или пришлет сообщение об ошибке, если нет. Эта спецификация протокола не определяет семантику сообщения ERROR, посылаемого в ответ на запрос сервера (например, конкретная реализация может игнорировать ошибку, закрыть соединение, и т.д. и, тем не менее, соответствовать данной спецификации). Когда один партнер выполнил аутентификацию другого партнера, он посылает сообщение finished. В случае клиента сообщение CLIENT-FINISHED содержит зашифрованную форму идентификатора CONNECTION-ID, которую должен верифицировать сервер. Если верификация терпит неудачу, сервер посылает сообщение ERROR.
Раз партнер послал сообщение finished он должен продолжить воспринимать сообщения до тех пор, пока не получит сообщение finished от партнера. Как только оба партнера послали и получили сообщения finished, протокол диалога SSL закончил свою работу. С этого момента начинает работать прикладной протокол.
6.5.2.2. Типовой протокол обмена сообщениями
В несколько упрощенном варианте диалог SSL представлен на рис. 6.5.1.
Рис. 6.5.1. Алгоритм работы SSL
Ниже представлено несколько вариантов обмена сообщениями в рамках протокола диалога SSL. В этих примерах представлены два участника диалога: клиент (С) и сервер (S). Если что-то помещено в фигурные скобки, например, "{нечто}key", это означает, что “нечто” зашифровано с помощью ключа "key".
6.5.2.2.1. При отсутствии идентификатора сессии
C:
C:
6.5.2.2.2. Идентификатор сессии найден клиентом и сервером
| сlient-hello |
C ® S: |
challenge, session_id, cipher_specs |
| server-hello |
S ® C: |
connection-id, session_id_hit |
| client-finish |
C ® S: |
{connection-id}client_write_key |
| server-verify |
S ® C: |
{challenge}server_write_key |
| server-finish |
S ® C: |
{session_id}server_write_key |
6.5.2.2.3. Использован идентификатор сессии и аутентификация клиента
| сlient-hello |
C ® S: |
challenge, session_id, cipher_specs |
| server-hello |
S ® C: |
connection-id, session_id_hit |
| client-finish |
C ® S: |
{connection-id}client_write_key |
| server-verify |
S ® C: |
{challenge}server_write_key |
| request-certificate |
S ® C: |
{auth_type,challenge'}server_write_key |
| client-certificate |
C ® S: |
{cert_type,client_cert, response_data}client_write_key |
| server-finish |
S ® C: |
{session_id}server_write_key |
6.5.2.3. Ошибки
Обработка ошибок в протоколе соединений SSL весьма проста. Когда ошибка детектирована, обнаруживший его посылает своему партнеру сообщение. Ошибки, которые являются неустранимыми, требуют от клиента и сервера разрыва соединения. Серверы и клиент должны "забыть" все идентификаторы сессии, сопряженные с разорванным соединением. Протокол диалога SSL определяет следующие ошибки:
NO-CIPHER-ERROR
Эта ошибка присылается клиентом серверу, когда он не может найти шифр или размер ключа, который поддерживается также и сервером. Эта ошибка неустранима.
NO-CERTIFICATE-ERROR
Когда послано сообщение REQUEST-CERTIFICATE, эта ошибка может быть прислана, если клиент не имеет сертификата. Эта ошибка устранима.
BAD-CERTIFICATE-ERROR
Такой отклик присылается, когда сертификат по какой-то причине считается принимающей стороной плохим. Плохой означает, что, либо некорректна подпись сертификата, либо некорректно его значение (например, имя в сертификате не соответствует ожидаемому). Эта ошибка устранима (только для аутентификации клиента).
UNSUPPORTED-CERTIFICATE-TYPE-ERROR
Этот отклик присылается, когда клиент/сервер получает тип сертификата, который он не поддерживает. Эта ошибка устранима (только для аутентификации клиента).
6.5.2.4. Сообщения протокола диалога SSL
Сообщения протокола диалога SSL инкапсулируются в рекорды протокола SSL и состоят из двух частей: однобайтового кода типа сообщения, и некоторых данных. Клиент и сервер обмениваются сообщениями, пока обе стороны не пошлют сообщения finished, указывающие, что они удовлетворены диалогом SSL (Handshake Protocol).
После того как каждый из партеров определил пару ключей сессии, тела сообщений кодируются с помощью этих ключей. Для клиента это происходит, после того как он верифицировал идентификатор сессии, сформировал новый ключ сессии и послал его серверу. Для сервера это происходит, после того как идентификатор сессии признан корректным, или сервер получил сообщение клиента с ключом сессии. Для сообщений SSLHP (SSL Handshake Protocol) используется следующая нотация:
char MSG-EXAMPLE
char FIELD1
char FIELD2
char THING-MSB
char THING-LSB
char THING-DATA[(MSB<<8)|LSB];
...
Эта нотация определяет данные в протокольном сообщении, включая код типа сообщения. Порядок передачи соответствует порядку перечисления.
Для записи "THING-DATA", значения MSB и LSB в действительности равны THING-MSB и THING-LSB (соответственно) и определяют число байт данных, имеющихся в сообщении. Например, если THING-MSB был равен нулю, а THING-LSB был равен 8, тогда массив THING-DATA будет иметь 8 байт.
Длина кодов характеризуется целым числом без знака, и когда MSB и LSB объединяются, результат также является целым числом без знака. Если не указано обратного, длины полей измеряются в байтах.
6.5.2.5. Протокольные сообщения клиента
Существует несколько сообщений, которые могут быть сформированы только клиентом. Эти сообщения ни при каких обстоятельствах не могут быть посланы сервером. Клиент, получив такое сообщение, закрывает соединение с сервером и присылает приложению уведомление об ошибке.
CLIENT-HELLO (Фаза 1; посылается открыто)
char MSG-CLIENT-HELLO
char CLIENT-VERSION-MSB
char CLIENT-VERSION-LSB
char CIPHER-SPECS-LENGTH-MSB
char CIPHER-SPECS-LENGTH-LSB
char SESSION-ID-LENGTH-MSB
char SESSION-ID-LENGTH-LSB
char CHALLENGE-LENGTH-MSB
char CHALLENGE-LENGTH-LSB
char CIPHER-SPECS-DATA[(MSB<<8)|LSB]
char SESSION-ID-DATA[(MSB<<8)|LSB]
char CHALLENGE-DATA[(MSB<<8)|LSB]
Когда клиент впервые подключается к серверу, он должен послать сообщение CLIENT-HELLO. Сервер ожидает это сообщение от клиента первым. Любое другое сообщение от клиента в данных обстоятельствах рассматривается как ошибка.
Клиент посылает серверу свою версию SSL, спецификацию шифров, некоторые данные вызова (challenge data), и данные идентификатора сессии. Данные идентификатора сессии посылаются клиентом только в том случае, когда в его кэше имеется идентификатор сессии, а значение SESSION-ID-LENGTH не равно нулю. Когда идентификатора сессии нет, то значение SESSION-ID-LENGTH должно быть равно нулю. Данные вызова используются для аутентификации сервера. После того как клиент и сервер согласовали пару ключей сессии, сервер присылает сообщение SERVER-VERIFY с зашифрованной формой CHALLENGE-DATA.
Заметим также, что сервер не пошлет сообщения SERVER-HELLO пока не получит сообщения CLIENT-HELLO. Это делается так, чтобы сервер мог в первом сообщении клиенту определить состояние идентификатора сессии клиента (т.e. улучшить эффективность протокола и уменьшить объем обменов).
Сервер рассматривает сообщение CLIENT-HELLO и проверяет, поддерживает ли он версию программы клиента и хотя бы одну позицию в спецификации шифров клиента. Сервер может опционно отредактировать спецификацию шифров, удалив записи, которые он решил не поддерживать. Отредактированная версия будет прислана в сообщении SERVER-HELLO, если идентификатор сессии не находится в кэше сервера.
Значение CIPHER-SPECS- LENGTH должно быть больше нуля и кратно 3. Код SESSION-ID-LENGTH должен быть равен нулю или 16. Значение CHALLENGE-LENGTH должно быть больше чем ?
16 и ? 32.
Это сообщение должно быть первым, посланным клиентом серверу. После его посылки клиент ждет сообщения SERVER-HELLO. Любое другое сообщение, присланное сервером (кроме ERROR) не допустимо.
CLIENT-MASTER-KEY (Фаза 1; посылается вначале открыто)
char MSG-CLIENT-MASTER-KEY
char CIPHER-KIND[3]
char CLEAR-KEY-LENGTH-MSB
char CLEAR-KEY-LENGTH-LSB
char ENCRYPTED-KEY-LENGTH-MSB
char ENCRYPTED-KEY-LENGTH-LSB
char KEY-ARG-LENGTH-MSB
char KEY-ARG-LENGTH-LSB
char CLEAR-KEY-DATA[MSB<<8|LSB]
char ENCRYPTED-KEY-DATA[MSB<<8|LSB]
char KEY-ARG-DATA[MSB<<8|LSB]
Клиент посылает это сообщение, когда он определил мастерный ключ для работы с сервером. Заметим, что когда идентификатор сессии согласован, это сообщение не посылается.
Поле CIPHER-KIND указывает, какой шифр выбран из спецификации CIPHER-SPECS сервера.
Данные CLEAR-KEY-DATA содержат открытую часть MASTER-KEY. CLEAR-KEY-DATA комбинируются с SECRET-KEY-DATA, чтобы образовать MASTER-KEY, при этом SECRET-KEY-DATA составляет младшие байты MASTER-KEY. ENCRYPTED-KEY-DATA содержит секретные части MASTER-KEY, зашифрованные с использованием общедоступного ключа сервера. Шифруемые блоки формируются с использованием блоков типа 2 PKCS#1 [5]. Информационная часть блока имеет следующий формат:
char SECRET-KEY-DATA[SECRET-LENGTH]
SECRET-LENGTH равно числу байт каждого из ключей сессии. SECRET-LENGTH плюс CLEAR-KEY-LENGTH равно числу байт в ключе шифра (как это определено CIPHER-KIND). Если после дешифрования SECRET-LENGTH окажется неравным ожидаемому значению, регистрируется ошибка. Ошибкой считается и ситуация, когда CLEAR-KEY-LENGTH не равно нулю и CIPHER-KIND является не экспортным шифром.
Если алгоритм ключа требует аргумента (например, вектора инициализации DES-CBC), тогда поле KEY-ARG-LENGTH будет ненулевым и KEY-ARG-DATA будет содержать соответствующую информацию. Для алгоритмов SSL_CK_RC2_128_CBC_WITH_MD5, SSL_CK_RC2_128_CBC_EXPORT40_WITH_MD5, SSL_CK_IDEA_128_CBC_WITH_MD5, SSL_CK_DES_64_CBC_WITH_MD5 и SSL_CK_DES_192_EDE3_CBC_WITH_MD5 должны присутствовать данные KEY-ARG с длиной 8 байт.
Вычисление ключей сессии клиента и сервера является функцией CIPHER-CHOICE:
SSL_CK_RC4_128_WITH_MD5
SSL_CK_RC4_128_EXPORT40_WITH_MD5
SSL_CK_RC2_128_CBC_WITH_MD5
SSL_CK_RC2_128_CBC_EXPORT40_WITH_MD5
SSL_CK_IDEA_128_CBC_WITH_MD5
KEY-MATERIAL-0 = MD5[ MASTER-KEY, "0", CHALLENGE, CONNECTION-ID ]
KEY-MATERIAL-1 = MD5[ MASTER-KEY, "1", CHALLENGE, CONNECTION-ID ]
CLIENT-READ-KEY = KEY-MATERIAL-0[0-15]
CLIENT-WRITE-KEY = KEY-MATERIAL-1[0-15]
Где KEY-MATERIAL-0[0-15] означает первые 16 байт данных KEY-MATERIAL-0, с KEY-MATERIAL-0[0], образующим старший байт CLIENT-READ-KEY.
Данные передаются хэш-функции MD5, начиная с MASTER-KEY, далее следует "0" или "1", затем вызов (CHALLENGE) и, наконец, CONNECTION-ID.
Заметим, что "0" означает ASCII символ нуль (0x30), а не значение нуль. "1" означает ASCII символ 1 (0x31). MD5 выдает 128 бит выходных данных, которые используются в качестве ключа алгоритма шифрования (старший байт хэша MD5 становится старшим байтом ключевого материала).
SSL_CK_DES_64_CBC_WITH_MD5
KEY-MATERIAL-0 = MD5[ MASTER-KEY, CHALLENGE, CONNECTION-ID ]
CLIENT-READ-KEY = KEY-MATERIAL-0[0-7]
CLIENT-WRITE-KEY = KEY-MATERIAL-0[8-15]
Для DES-CBC, 16-байтовый ключевой материал формируется с помощью MD5. Первые 8 байт дайджеста MD5 используются в качестве CLIENT-READ-KEY, в то время как оставшиеся 8 байт используются в качестве CLIENT-WRITE-KEY. Вектор инициализации берется из KEY-ARG-DATA.
SSL_CK_DES_192_EDE3_CBC_WITH_MD5
KEY-MATERIAL-0 = MD5[ MASTER-KEY, "0", CHALLENGE, CONNECTION-ID ]
KEY-MATERIAL-1 = MD5[ MASTER-KEY, "1", CHALLENGE, CONNECTION-ID ]
KEY-MATERIAL-2 = MD5[ MASTER-KEY, "2", CHALLENGE, CONNECTION-ID ]
CLIENT-READ-KEY-0 = KEY-MATERIAL-0[0-7]
CLIENT-READ-KEY-1 = KEY-MATERIAL-0[8-15]
CLIENT-READ-KEY-2 = KEY-MATERIAL-1[0-7]
CLIENT-WRITE-KEY-0 = KEY-MATERIAL-1[8-15]
CLIENT-WRITE-KEY-1 = KEY-MATERIAL-2[0-7]
CLIENT-WRITE-KEY-2 = KEY-MATERIAL-2[8-15]
Данные передаются хэш-функции MD5 в указанном порядке, слева направо: первым поступает MASTER-KEY, затем "0", "1" или "2", далее CHALLENGE и, наконец, CONNECTION-ID (идентификатор сессии).
Заметим, что "0" означает ascii символ нуль (0x30), а не код нуль. "1" означает ascii символ 1 (0x31). "2" означает ascii символ 2 (0x32).
Всего генерируется 6 ключей, 3 ключа читающей стороны для шифра DES-EDE3 и 3 - для пишущей стороны для функции DES-EDE3. Вектор инициализации формируется в KEY-ARG-DATA.
Вспомним, что MASTER-KEY передан серверу в сообщении CLIENT-MASTER-KEY. CHALLENGE выдается серверу клиентом в сообщении CLIENT-HELLO. CONNECTION-ID передается клиенту от сервера в сообщении SERVER-HELLO. Это делает получаемые в результате ключи, зависящими от исходной и текущей сессии. Заметим, что мастерный ключ никогда не используется для шифрования данных, и следовательно не может быть легко раскрыт.
Сообщение CLIENT-MASTER-KEY должно быть послано после сообщения CLIENT-HELLO и до сообщения CLIENT-FINISHED. Сообщение CLIENT-MASTER-KEY должно быть послано, если сообщение SERVER-HELLO содержит значение SESSION-ID-HIT равное 0.
CLIENT-CERTIFICATE (Фаза 2; посылается шифрованным)
char MSG-CLIENT-CERTIFICATE
char CERTIFICATE-TYPE
char CERTIFICATE-LENGTH-MSB
char CERTIFICATE-LENGTH-LSB
char RESPONSE-LENGTH-MSB
char RESPONSE-LENGTH-LSB
char CERTIFICATE-DATA[MSB<<8|LSB]
char RESPONSE-DATA[MSB<<8|LSB]
Это сообщение посылается клиентом SSL в ответ на сообщение сервера REQUEST-CERTIFICATE. CERTIFICATE-DATA содержит данные, определенные значением CERTIFICATE-TYPE. Сообщение об ошибке ERROR посылается с кодом NO-CERTIFICATE-ERROR, если данный запрос не может быть обработан корректно (например, получатель сообщения не имеет зарегистрированного сертификата). CERTIFICATE-TYPE является одним из:
SSL_X509_CERTIFICATE
CERTIFICATE-DATA содержит подписанный сертификат X.509 (1988) [3].
RESPONSE-DATA несет в себе аутентификационные данные отклика. Эти данные зависят от значения AUTHENTICATION-TYPE, посланного сервером.
Когда код AUTHENTICATION-TYPE равен SSL_AT_MD5_WITH_RSA_ENCRYPTION, тогда RESPONSE- DATA содержит цифровую подпись следующих компонентов (в указанном порядке):
KEY-MATERIAL-0
KEY-MATERIAL-1 (только если определено типом шифра)
KEY-MATERIAL-2 (только если определено типом шифра)
CERTIFICATE-CHALLENGE-DATA (из сообщения REQUEST-CERTIFICATE)
Сертификат, подписанный сервером (из сообщения SERVER-HELLO).
Цифровая подпись формируется с привлечением MD5, полученный хэш шифруется с использованием общедоступного ключа клиента, формат подписи согласуется со стандартом PKCS#1 [5]. Сервер аутентифицирует клиента путем верификации его цифровой подписи. Допускается добавление нового типа AUTHENTICATION-TYPE или идентификатора алгоритма цифровой подписи.
Это сообщение должно быть послано клиентом только в ответ на сообщение REQUEST-CERTIFICATE сервера.
CLIENT-FINISHED (Фаза 2; посылается шифрованным)
char MSG-CLIENT-FINISHED
char CONNECTION-ID[N-1]
Клиент посылает это сообщение, после успешной обработки соответствующего сообщения сервера. Заметим, что клиент должен быть готов к приему сообщений от сервера, пока не получит сообщение SERVER-FINISHED. Данные CONNECTION-ID представляют собой исходный идентификатор соединения сервера, посланный в его сообщении SERVER-HELLO и зашифрованный посредством согласованного ключа сессии.
"N" равно числу байт в посланном сообщении, таким образом "N-1" равно числу байт в сообщении за вычетом одного байта заголовка.
Для версии протокола 2, клиент должен посылать это сообщение после получения сообщения SERVER-HELLO. Если в сообщении SERVER-HELLO флаг SESSION-ID-HIT не равен нулю, тогда сообщение CLIENT-FINISHED посылается немедленно, в противном случае сообщение CLIENT-FINISHED посылается после сообщения CLIENT-MASTER-KEY.
6.5.2.6. Протокольные сообщения сервера
Существует несколько сообщений, которые генерируются только серверами.
SERVER-HELLO (Фаза 1; посылается открыто)
char MSG-SERVER-HELLO
char SESSION-ID-HIT
char CERTIFICATE-TYPE
char SERVER-VERSION-MSB
char SERVER-VERSION-LSB
char CERTIFICATE-LENGTH-MSB
char CERTIFICATE-LENGTH-LSB
char CIPHER-SPECS-LENGTH-MSB
char CIPHER-SPECS-LENGTH-LSB
char CONNECTION-ID-LENGTH-MSB
char CONNECTION-ID-LENGTH-LSB
char CERTIFICATE-DATA[MSB<<8|LSB]
char CIPHER-SPECS-DATA[MSB<<8|LSB]
char CONNECTION-ID-DATA[MSB<<8|LSB]
Сервер посылает это сообщение после получения CLIENT-HELLO. Сервер возвращает флаг SESSION-ID-HIT, указывающий, известен ли серверу полученный идентификатор сессии (т.e. хранится ли он в кэше сервера). Флаг SESSION-ID-HIT будет не равен нулю, если клиент посылает серверу идентификатор сессии (в сообщении CLIENT-HELLO с SESSION-ID-LENGTH != 0), а сервер обнаружит этот идентификатор в своем кэше. Если флаг SESSION-ID-HIT не равен нулю, то поля CERTIFICATE-TYPE, CERTIFICATE-LENGTH и CIPHER-SPECS-LENGTH будут содержать код нуль.
Значение CERTIFICATE-TYPE, если оно не равно нулю, должно содержать одну из перечисленных выше величин (см. информацию о сообщении CLIENT-CERTIFICATE).
Когда флаг SESSION-ID-HIT равен нулю, сервер укладывает свой сертификат, спецификацию шифров и идентификатор соединения и посылает их клиенту. Используя эту информацию, клиент может сформировать ключ сессии и послать его серверу в сообщении CLIENT-MASTER-KEY.
Когда флаг SESSION-ID-HIT не равен нулю, как сервер так и клиент вычисляют новую пару ключей сессии, базируясь на мастерном ключе MASTER-KEY, который они получили при создании идентификатора SESSION-ID. SERVER-READ-KEY и SERVER-WRITE-KEY получаются из исходных ключей MASTER-KEY тем же способом, что CLIENT-READ-KEY и CLIENT-WRITE-KEY:
SERVER-READ-KEY = CLIENT-WRITE-KEY
SERVER-WRITE-KEY = CLIENT-READ-KEY
Заметим, что когда ключи получены и установлен флаг SESSION-ID-HIT, а сервер обнаружил идентификатор сессии клиента в своем кэше, тогда данные KEY-ARG-DATA используются с момента, когда определен идентификатор SESSION-ID. Это делается, потому что клиент не посылает новых данных KEY-ARG-DATA (напомним, что данные KEY-ARG-DATA посланы в сообщении CLIENT-MASTER-KEY).
CONNECTION-ID- DATA представляет собой строку случайных байт, используемых сервером и клиентом в разных местах протокола. Сообщение CLIENT-FINISHED содержит зашифрованную версию CONNECTION-ID-DATA. Длина CONNECTION-ID должна лежать между 16 и 32 байтами, включительно.
CIPHER-SPECS-DATA определяет тип шифра и длину ключа (в битах), которые поддерживает принимающая сторона. Каждая спецификация SESSION-CIPHER-SPEC имеет длину 3 байта и выглядит как:
char CIPHER-KIND-0
char CIPHER-KIND-1
char CIPHER-KIND-2
Где CIPHER-KIND равен одному из:
SSL_CK_RC4_128_WITH_MD5
SSL_CK_RC4_128_EXPORT40_WITH_MD5
SSL_CK_RC2_128_CBC_WITH_MD5
SSL_CK_RC2_128_CBC_EXPORT40_WITH_MD5
SSL_CK_IDEA_128_CBC_WITH_MD5
SSL_CK_DES_64_CBC_WITH_MD5
SSL_CK_DES_192_EDE3_CBC_WITH_MD5
Этот список не является исчерпывающим и может быть расширен в будущем. Конфигурации этих средств безопасности стандартизованы (см. табл. 6.5.1).
Таблица 6.5.1
Набор |
Уровень безопасности |
Описание |
| DES-CBC3-MD5 | Очень высокий | Тройной DES в режиме CBC, хэш MD5, 168-битный ключ сессии |
| DES-CBC3-SHA | Очень высокий | Тройной DES в режиме CBC, хэш SHA, 168-битный ключ сессии |
| RC4-MD5 | Высокий | RC4, хэш MD5, 128-битный ключ |
| RC4-SHA | Высокий | RC4, хэш SHA, 128-битный ключ |
| RC2-CBC-MD5 | Высокий | RC2 в режиме CBC, хэш MD5, 128-битный ключ |
| DES-CBC-MD5 | Средний | DES в режиме CBC, хэш MD5, 56-битный ключ |
| DES-CBC-SHA | Средний | DES в режиме CBC, хэш SHA, 56-битный ключ |
| EXP-DES-CBC-SHA | Низкий | DES в режиме CBC, хэш SHA, 40-битный ключ |
| EXP-RC4-MD5 | Низкий | Экспортное качество RC4, хэш MD5, 40-битный ключ |
| EXP-RC2-CBC-MD5 | Низкий | Экспортное качество RC2, хэш MD5, 40-битный ключ |
| NULL-MD5 | - | Без шифрования, хэш MD5, только аутентификация |
| NULL-SHA | - | Без шифрования, хэш SHA, только аутентификация |
Экспортные реализации протокола диалога SSL будут иметь длины секретных ключей не более 40 бит. Для не экспортных реализаций длины ключей могут быть больше (рекомендуется, по крайней мере, 128 бит). Клиенты и серверы могут иметь не перекрывающийся набор поточных шифров. Но это означает, что они не могут общаться.
Версия 2 протокола диалога SSL определяет, что SSL_CK_RC4_128_WITH_MD5 должен иметь длину ключа 128 бит. SSL_CK_RC4_128_EXPORT40_WITH_MD5 также имеет длину ключа 128 бит. Однако только 40 бит являются секретными (другие 88 пересылаются от клиента к серверу открыто).
Сообщение SERVER-HELLO посылается, после того как сервер получит сообщение CLIENT-HELLO, и до того как сервер пошлет SERVER-VERIFY.
SERVER-VERIFY (Фаза 1; посылается шифрованным)
char MSG-SERVER-VERIFY
char CHALLENGE-DATA[N-1]
Сервер посылает это сообщение после пары ключей сессии (SERVER-READ-KEY и SERVER-WRITE-KEY), согласованных посредством идентификатора сессии или явно через спецификацию сообщения CLIENT-MASTER-KEY. Сообщение содержит зашифрованную копию данных CHALLENGE-DATA, посланных клиентом в сообщении CLIENT-HELLO.
"N" равен числу байт в сообщении, которое было послано, таким образом, "N-1" соответствует числу байт в CHALLENGE-DATA за вычетом байта заголовка.
Это сообщение используется для верификации сервера следующим образом. Настоящий сервер имеет секретный ключ, который соответствует общедоступному ключу, содержащемуся в его сертификате, переданном в сообщении SERVER-HELLO. Таким образом, настоящий сервер сможет извлечь и реконструировать пару ключей сессии (SERVER-READ-KEY и SERVER-WRITE-KEY). Наконец, только сервер, который выполнил корректно извлечение и дешифрование может правильно зашифровать CHALLENGE-DATA. Это, по существу, "доказывает", что сервер имеет секретный ключ, который образует пару с открытым ключом из сертификата сервера.
Данные CHALLENGE-DATA должны иметь в точности ту же длину, что и в сообщении клиента CLIENT-HELLO. Их значение должно в точности согласовываться с посланным клиентом открыто в сообщении CLIENT-HELLO. Клиент должен дешифровать это сообщение и сравнить полученный результат с тем, что было послано, и только в случае успешного сравнения сервер считается достойным доверия. Если длины не совпадают или не согласуются значения, клиент соединение разрывает.
Это сообщение должно быть послано сервером клиенту либо после обнаружения идентификатора сессии (при этом посылается отклик SERVER-HELLO с флагом SESSION-ID-HIT не равным нулю) или когда сервер получает сообщение CLIENT-MASTER-KEY. Это сообщение должно быть послано до любого сообщения фазы 2 или до сообщения SEVER-FINISHED.
SERVER-FINISHED (Фаза 2; посылается зашифрованным)
char MSG-SERVER-FINISHED
char SESSION-ID-DATA[N-1]
Сервер посылает это сообщение, когда он удовлетворен результатом диалога с клиентом по поводу безопасности и готов продолжить передачу/прием протокольных данных верхнего уровня. Кэши идентификаторов сессии должны содержать копию MASTER-KEY, посланного в сообщении CLIENT-MASTER-KEY, в качестве мастерного ключа, предназначенного для генерации всех последующих ключей сессии.
Здесь "N" имеет то же значение, что и в определениях, представленных выше. Это сообщение должно посылаться после сообщения SERVER-VERIFY.
REQUEST-CERTIFICATE (Фаза 2; посылается шифрованным)
char MSG-REQUEST-CERTIFICATE
char AUTHENTICATION-TYPE
char CERTIFICATE-CHALLENGE-DATA[N-2]
Сервер может выдать этот запрос в любое время диалога второй фазы, требуя присылки сертификата клиента. Клиент немедленно откликается посылкой сообщения CLIENT-CERTIFICATE, если он имеет сертификат, в противном случае присылается уведомление об ошибке с кодом NO-CERTIFICATE-ERROR. CERTIFICATE-CHALLENGE-DATA представляет собой короткую строку байтов (с длиной ?
16 байт и ? 32 байтам), которую клиент использует для отклика на этот запрос.
Значение AUTHENTICATION-TYPE используется, чтобы выбрать конкретные средства для аутентификации клиента. Определены следующие типы:
SSL_AT_MD5_WITH_RSA_ENCRYPTION
Тип SSL_AT_MD5_WITH_RSA_ENCRYPTION требует, чтобы клиент сформировал MD5-дайджест сообщения, используя информацию, как это описано выше в разделе о сообщении CLIENT-CERTIFICATE. Раз дайджест сформирован, клиент шифрует его, используя свой секретный ключ. Сервер аутентифицирует клиента, когда получает сообщение CLIENT-CERTIFICATE.
Это сообщение может быть послано после сообщения SERVER-VERIFY и до сообщения SERVER-FINISHED.
6.5.2.7. Протокольные сообщения Клиент/Сервер
Эти сообщения генерируются как клиентом, так и сервером.
ERROR (посылается открыто или зашифровано)
char MSG-ERROR
char ERROR-CODE-MSB
char ERROR-CODE-LSB
Это сообщение посылается, когда обнаружена ошибка. После посылки сообщения, отправитель закрывает соединение. Получатель регистрирует ошибку и затем также разрывает соединение.
Это сообщение посылается открыто, если произошла ошибка при согласовании ключа сессии. После того как ключ сессии согласован, сообщения об ошибках шифруются также как и обычные сообщения.
Приложение A. ASN.1 синтаксис сертификатов
Сертификаты используются SSL для аутентификации серверов и клиентов. SSL Сертификаты базируются в основном на X.509 [3]. Сертификат X.509 содержит следующую информацию (в нотации ASN.1 [1]):
X.509-Certificate ::= SEQUENCE { certificateInfo CertificateInfo,
signatureAlgorithm AlgorithmIdentifier, signature BIT STRING }
CertificateInfo ::= SEQUENCE { version [0] Version DEFAULT v1988,
serialNumber CertificateSerialNumber, signature AlgorithmIdentifier,
issuer Name, validity Validity, subject Name,
subjectPublicKeyInfo SubjectPublicKeyInfo }
Version ::= INTEGER { v1988(0) }
CertificateSerialNumber ::= INTEGER
Validity ::= SEQUENCE { notBefore UTCTime, notAfter UTCTime }
SubjectPublicKeyInfo ::= SEQUENCE { algorithm AlgorithmIdentifier,
subjectPublicKey BIT STRING }
AlgorithmIdentifier ::= SEQUENCE { algorithm OBJECT IDENTIFIER,
parameters ANY DEFINED BY ALGORITHM OPTIONAL }
Для целей SSL наложены ограничения на некоторые значения полей X.509:
Поля X.509-Certificate::signatureAlgorithm и CertificateInfo::signature должны иметь идентичные значения.
Имя эмитента сертификата должно преобразовываться в имя, которое приемлемо для приложения, использующего SSL.
Сертификаты верифицируются в несколько шагов. Во-первых, проверяется подпись сертификата и, если она некорректна, некорректен и сертификат (произошла транспортная ошибка или попытка модификации). Далее верифицируется поле CertificateInfo::issuer. Там должна быть ссылка на эмитента, которому приложение доверяет. Поле CertificateInfo::validity проверяется на текущую дату и верифицируется.
Наконец, проверяется поле CertificateInfo::subject. Эта проверка опционна и зависит от уровня доверия, необходимого приложению, которое использует SSL.
Приложение B. Идентификаторы объектов и типов атрибутов
SSL использует субнабор X.520 типов атрибутов, а также несколько специфических идентификаторов объектов. Будущие модификации протокола SSL смогут поддерживать больше типов атрибутов и больше идентификаторов объектов.
B.1. Выбранные типы атрибутов
commonName { attributeType 3 } |
Общее имя, содержащееся в поле эмитента сертификата или субъекта сертификата. |
countryName { attributeType 6 } |
Название страны. |
localityName { attributeType 7 } |
Название местоположения. |
stateOrProvinceName { attributeType 8 } |
Название штата или провинции. |
organizationName { attributeType 10 } |
Название организации. |
organizationalUnitName { attributeType 11 } |
Название подразделения. |
B.2. Идентификаторы объекта
md2withRSAEncryption { ... pkcs(1) 1 2
}
Идентификатор объекта для цифровой подписи, которая используется при шифровании MD2 и RSA. Применяется при SSL-верификации подписи сертификата.
md5withRSAEncryption { ... pkcs(1) 1 4 }
Идентификатор объекта для цифровой подписи, которая используется при шифровании MD5 и RSA. Применяется при SSL-верификации подписи сертификата.
rc4 { ... rsadsi(113549) 3 4 }
Алгоритм симметричного поточного шифра RC4, используемый SSL для массового шифрования.
Приложение C. Значения протокольных констант
Ниже рассмотрены различные протокольные константы. Одна вещь требует особого упоминания - IANA зарезервировала номер порта для "https" (HTTP использующий SSL). Этот порт имеет номер 443.
C.1. Коды версии протокола
#define SSL_CLIENT_VERSION 0x0002
#define SSL_SERVER_VERSION 0x0002
C.2. Коды протокольных сообщений
Определены следующие значения для кодов сообщений, которые используются версией 2 протокола диалога SSL.
#define SSL_MT_ERROR 0
#define SSL_MT_CLIENT_HELLO 1
#define SSL_MT_CLIENT_MASTER_KEY 2
#define SSL_MT_CLIENT_FINISHED 3
#define SSL_MT_SERVER_HELLO 4
#define SSL_MT_SERVER_VERIFY 5
#define SSL_MT_SERVER_FINISHED 6
#define SSL_MT_REQUEST_CERTIFICATE 7
#define SSL_MT_CLIENT_CERTIFICATE 8
C.3. Коды сообщений об ошибках
Определены следующие значения для кодов ошибок, используемых в сообщениях ERROR.
#define SSL_PE_NO_CIPHER 0x0001
#define SSL_PE_NO_CERTIFICATE 0x0002
#define SSL_PE_BAD_CERTIFICATE 0x0004
#define SSL_PE_UNSUPPORTED_CERTIFICATE_TYPE 0x0006
C.4. Значения вида шифра
Определены следующие значения для кодов CIPHER-KIND, используемых в сообщениях CLIENT-HELLO и SERVER-HELLO.
#define SSL_CK_RC4_128_WITH_MD5 0x01,0x00,0x80
#define SSL_CK_RC4_128_EXPORT40_WITH_MD5 0x02,0x00,0x80
#define SSL_CK_RC2_128_CBC_WITH_MD5 0x03,0x00,0x80
#define SSL_CK_RC2_128_CBC_EXPORT40_WITH_MD5 0x04,0x00,0x80
#define SSL_CK_IDEA_128_CBC_WITH_MD5 0x05,0x00,0x80
#define SSL_CK_DES_64_CBC_WITH_MD5 0x06,0x00,0x40
#define SSL_CK_DES_192_EDE3_CBC_WITH_MD5 0x07,0x00,0xC0
C.5. Коды типа сертификата
Определено следующее значение для кода типа сертификации, используемое в сообщениях SERVER-HELLO и CLIENT-CERTIFICATE.
#define SSL_CT_X509_CERTIFICATE 0x01
C.6. Коды типов аутентификации
Определено следующее значение для кода типа аутентификации, используемое в сообщениях REQUEST-CERTIFICATE.
#define SSL_AT_MD5_WITH_RSA_ENCRYPTION 0x01
C.7. Верхние/нижние ограничения
Следующие величины определяют верхние/нижние ограничения для различных протокольных параметров.
#define SSL_MAX_MASTER_KEY_LENGTH_IN_BITS 256
#define SSL_MAX_SESSION_ID_LENGTH_IN_BYTES 16
#define SSL_MIN_RSA_MODULUS_LENGTH_IN_BYTES 64
#define SSL_MAX_RECORD_LENGTH_2_BYTE_HEADER 32767
#define SSL_MAX_RECORD_LENGTH_3_BYTE_HEADER 16383
Приложение D: Атаки
В данном разделе описываются различные атаки, которые могут быть предприняты против протокола SSL. Этот перечень не может считаться исчерпывающим. SSL показал устойчивость к этим атакам.
D.1. Раскрытие шифров
SSL зависит от нескольких криптографических технологий. Шифрование с общедоступным ключом RSA [5] используется для пересылки ключей сессии и аутентификации клиента/сервера. В качестве шифра сессии применяются различные криптографические алгоритмы. Если осуществлена успешная атака на эти алгоритмы, SSL не может уже считаться безопасным.
Атаки против определенных коммуникационных сессий могут производиться путем записи сессии, и затем, потратив большое количество компьютерного времени, предпринимается попытка подобрать ключ сессии или ключ RSA. В случае успеха открывается возможность прочесть переданную информацию. Этот подход легче, чем попытка вскрытия криптографии всех возможных сообщений. Заметим, что SSL пытается сделать цену таких атак выше, чем выгоды от успешной атаки, таким образом, делая ее пустой тратой времени и денег.
D.2. Атака открытого текста
Атака открытого текста производится, когда атакующий имеет соображения о том, какого типа сообщения посылаются зашифрованными. Атакующий может формировать базу данных, где ключами являются зашифрованные строки известного текста (или открытого текста). Раз база данных создана, с помощью простых просмотровых функций можно идентифицировать ключ сессии, который соответствует определенному зашифрованному блоку данных. Если ключ сессии удалось раскрыть, можно дешифровать весь поток данных. Общедоступные аппаратные средства могут сделать эту работу быстрее и эффективнее.
Из-за самой природы SSL атаки открытого текста возможны. Например, наиболее часто встречающейся строкой, пересылаемой HTTP-клиентом серверу является "GET". SSL пытается противостоять этим атакам, используя большие ключи сессии. Сначала клиент генерирует ключ, который длиннее чем допускается экспортными ограничениями, и посылает часть его открытым текстом серверу (это разрешено экспортными правилами). Открытая часть ключа объединяется с секретной частью, чтобы получить достаточно длинный ключ, например 128 бит, как этого требует RC4.
Способ блокирования атак открытого текста заключается в том, чтобы сделать объем необходимого общедоступного оборудования неприемлемо большим. Каждый бит, добавляемый к длине ключа сессии, увеличивает размер словаря в два раза. Использование ключа сессии длиной 128 бит делает размер словаря далеко за пределами современных технических возможностей (решение потребует такого количества атомов, которого нет во всей вселенной). Даже если может использоваться меньший словарь, он должен быть сначала сформирован с использованием открытых битов ключа. Это достаточно время емкий процесс.
Другой способ, с помощью которого SSL может противостоять данной атаке, заключается в использовании максимально возможных длин ключей (например, в случае не экспортного варианта).
Заметим, что следствием всех этих мер защиты SSL является то, что самым простым и дешевым способом атаки становится лобовая атака ключа. Такого рода атаки требуют большой памяти и много времени и их стоимость достаточно легко оценить. Для 128-битового ключа стоимость его раскрытия можно считать бесконечной. В случае 40-битного секретного ключа цена много меньше, но все равно за пределами возможностей “дикого хакера”.
D.3. Атака отклика
Атака отклика достаточно проста. Злоумышленник записывает коммуникационную сессию между клиентом и сервером. Позднее, он устанавливает соединение с сервером и воспроизводит записанные сообщения клиента.
SSL отбивает эту атаку, с помощью специального кода "nonce" (идентификатор соединения), который является уникальным. Теоретически злоумышленник не может предугадать этот код заранее, так как он основывается на наборе случайных событий, неподвластных злоумышленнику и, следовательно, он не может реагировать адекватно на запросы сервера.
Злоумышленник с большими ресурсами может записать большое число сессий между клиентом и сервером и попытаться подобрать “правильную” сессию, основываясь на коде nonce, посланном сервером посылает в сообщении SERVER-HELLO. Однако коды nonce SSL имеют, по крайней мере, длину 128 бит, таким образом, злоумышленник будет вынужден записать примерно 264 кодов nonce, при этом он получит вероятность угадывания лишь 50%. Это число достаточно велико, чтобы сделать такого рода атаки бессмысленными.
D.4. Человек посередине
Атака посредника (человек посередине) предполагает участие в коммуникационной сессии трех субъектов: клиента, сервера и посредника-злоумышленника, находящегося между ними. Такое положение позволяет злоумышленнику перехватывать все сообщения, следующие в обоих направлениях, и при желании подменять их.
“Посредник” прикидывается сервером для клиента и клиентом для сервера. В случае SSL такая атака невозможна из-за использования сервером сертификатов. Во время диалога об установлении безопасного соединения с сервером необходимо предоставить сертификат, который подписан сертификационным центром. В этом сертификате размещается общедоступный ключ сервера, его имя и имя эмитента сертификата. Клиент верифицирует подпись сертификата, а затем проверяет имя эмитента.
Если посредник предоставляет поддельный сертификат, то он не пройдет проверку подписи, так как злоумышленник не может знать секретного ключа сервера.
Приложение E: Термины
Прикладной протокол
Прикладным протоколом является протокол, работающий поверх TCP/IP. Например: HTTP, TELNET, FTP и SMTP.
Массовый шифр
Массовые шифры используются, когда нужно за ограниченное время зашифровать/дешифровать большой объем данных. Примерами могут служить RC2, RC4 и IDEA.
Клиент
Клиентом считается приложение субъекта, который инициирует соединение с сервером.
CLIENT-READ-KEY
Ключ сессии, который использует клиент для инициализации своего шифра чтения. Этот ключ имеет то же значение, что и SERVER-WRITE-KEY.
CLIENT-WRITE-KEY
Ключ сессии, который использует клиент для инициализации своего шифра записи. Этот ключ имеет то же значение, что и SERVER-READ-KEY.
Мастерный ключ
Мастерный ключ, который используется клиентом и сервером для формирования всех ключей сессий. CLIENT-READ-KEY, CLIENT-WRITE-KEY, SERVER-READ-KEY и SERVER-WRITE-KEY генерируются на основе MASTER-KEY.
MD2
MD2 [8] – это хэш-функция, которая преобразует поток данных произвольной длины в дайджест фиксированного размера. Эта функция является предшественницей MD5 [7] [9].
MD5
MD5 [7] – это хэш-функция, которая преобразует поток данных произвольной длины в дайджест фиксированного размера. Функция имеет свойства, которые делают ее полезной при обеспечении конфиденциальности, главное из этих свойств – невозможность обратимости.
Nonce
Случайный код, который используется для предотвращения атак воспроизведения. Один партнер генерирует случайный код (nonce) и посылает его другому партнеру. Получатель шифрует его с помощью секретного ключа и возвращает отправителю. Так как nonce является случайным числом, злоумышленник не может предугадать его значение, что делает невозможной атаку воспроизведения. Получатель разрывает соединение, если обнаружит неверно зашифрованный код nonce.
Регистрируемый информационный обмен
Когда два партнера обмениваются информацией, бывает иногда важно иметь запись обмена, чтобы ни один из участников не мог утверждать, что он ничего такого не посылал. Версия 2 протокола SSL не поддерживает такой режим обмена.
Шифрование общедоступным ключом
Шифрование общедоступным ключом представляет собой метод асимметричного шифрования. Система с общедоступным ключом использует два ключа: общедоступный и секретный, которые образуют нерасторжимую пару. Сообщения шифруются общедоступным ключом, а дешифруются секретным. И наоборот, сообщения, зашифрованные секретным ключом, могут быть дешифрованы общедоступным ключом. Шифрование общедоступным ключом требует больших вычислительных ресурсов и по этой причине мало пригодно для массового шифрования.
Конфиденциальность
Конфиденциальность – это возможность двух участников обмениваться данными с гарантией того, что эти данные не станут достоянием третьей стороны. Конфиденциальность часто обеспечивается с помощью шифрования потока данных.
RC2, RC4
Массовые шифры, изобретенные RSA. RC2 является блочным шифром, а RC4 - поточным.
Сервер
Сервером считается приложение субъекта, которое реагирует на запросы установления соединения клиентов. Сервер является пассивным объектом, ожидающим запросов от клиентов.
Шифр сессии
Шифр сессии является массовым шифром, который пригоден для шифрования или дешифрования произвольного объема данных. Шифры сессии используются в основном по причинам их высоких эксплуатационных характеристик (прежде всего, имеется в виду быстродействие). Шифры сессии, используемые этим протоколом, симметричны. Симметричные шифры предполагают применение одного и того же ключа, как для шифрования, так и дешифрования.
Идентификатор сессии
Идентификатор сессии является случайным числом, генерируемым клиентом, который идентифицирует таким способом себя серверу. Идентификатор сессии может рассматриваться как средство доступа обоих участников к записанному секретному ключу (в нашем случае к ключу сессии). Если оба партнера помнят идентификатор сессии, тогда считается, что секретный ключ известен и его не нужно согласовывать.
Ключ сессии
Ключ шифра сессии. В SSL существует четыре ключа, которые называются ключами сессии: CLIENT-READ-KEY, CLIENT-WRITE-KEY, SERVER-READ-KEY и SERVER-WRITE-KEY.
SERVER-READ-KEY
Ключ сессии, который используется сервером для инициализации шифра чтения сервера. Этот ключ имеет то же значение что и CLIENT-WRITE-KEY.
SERVER-WRITE-KEY
Ключ сессии, который используется сервером для инициализации шифра записи сервера. Этот ключ имеет то же значение что и CLIENT-READ-KEY.
Симметричный шифр
Симметричный шифр используется как для шифрования, так и для дешифрования. Примерами симметричных шифров могут служить: IDEA, RC2, RC4.
Ссылки
| [1] | CCITT. Recommendation X.208: "Specification of Abstract Syntax Notation One (ASN.1). 1988. |
| [2] | CCITT. Recommendation X.209: "Specification of Basic Encoding Rules for Abstract Syntax Notation One (ASN.1). 1988. |
| [3] | CCITT. Recommendation X.509: "The Directory - Authentication Framework". 1988. |
| [4] | CCITT. Recommendation X.520: "The Directory - Selected Attribute Types". 1988. |
| [5] | RSA Laboratories. PKCS #1: RSA Encryption Standard, Version 1.5, November 1993. |
| [6] | RSA Laboratories. PKCS #6: Extended-Certificate Syntax Standard, Version 1.5, November 1993. |
| [7] | R. Rivest. RFC 1321: The MD5 Message Digest Algorithm. April 1992. |
| [8] | R. Rivest. RFC 1319: The MD2 Message Digest Algorithm. April 1992. |
| [9] | B. Schneier. Applied Cryptography: Protocols, Algorithms, и Source Code in C, Published by John Wiley & Sons, Inc. 1994. |
| [10] | M. Abadi и R. Needham. Prudent engineering practice for cryptographic protocols. 1994. |
Патентное заявление
Эта версия протокола SSL базируется на использовании патентованной технологии шифрования с общедоступным ключом, которая служит для аутентификации и шифрования/дешифрования. Процесс стандартизации в Интернет, определенный в RFC 1310, требует письменного заявления от владельца патента, что лицензия предоставляется пользователям на определенных, приемлемых условиях, прежде чем рекомендации будет одобрены в качестве предложения, проекта или стандарта Интернет.
Массачусетский Технологический институт и Совет попечителей Стэнфордского университета (Leland) предоставили эксклюзивные права PKP (Public Key Partners) на следующие патенты США и все соответствующие зарубежные патенты:
Криптографическое устройство и метод (Diffie-Hellman) No. 4,200,770
Устройство и метод для криптографии с общедоступным ключом (Hellman-Merkle) No. 4,218,582
Криптографическая коммуникационная система и метод (RSA) No. 4,405,829
Устройство и метод экспоненциальной криптографии (Hellman-Pohlig) No. 4,424,414
Эти патенты объявлены PKP покрывающими все известные методы шифрования с общедоступным ключом, включая вариации, базирующиеся на алгоритме Эль Гамаля.
Группа PKP предоставила письменные гарантии Интернет сообществу, что участники могут получить на разумных не дискриминирующих условиях права на использование технологий, покрываемых этими патентами. Эта гарантия представлена в документе RFC 1170 "Public Key Standards и Licenses". Данный документ датирован 20 апреля 1990, и может быть получен в IANA (Internet Assigned Number Authority).
Протокол TCP
4.4.3 Протокол TCP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Протокол TCP (transmission control protocol, RFC-793, -1323) в отличии от udp осуществляет доставку дейтограмм, называемых сегментами, в виде байтовых потоков с установлением соединения. Протокол TCP применяется в тех случаях, когда требуется гарантированная доставка сообщений. Он использует контрольные суммы пакетов для проверки их целостности и освобождает прикладные процессы от необходимости таймаутов и повторных передач для обеспечения надежности. Для отслеживания подтверждения доставки в TCP реализуется алгоритм "скользящего" окна. Наиболее типичными прикладными процессами, использующими TCP, являются FTP (file transfer protocol - протокол передачи файлов) и telnet. Кроме того, TCP используют системы SMTP, HTTP, X-windows, RCP (remote copy), а также "r"-команды. Внутренняя структура модуля TCP гораздо сложнее структуры UDP. Подобно UDP прикладные процессы взаимодействуют с модулем TCP через порты (см. таблицу 4.4.2.1 в предыдущей главе). Под байтовыми потоками здесь подразумевается то, что один примитив, например, read или write (см. раздел "Программирование для сетей") может вызвать посылку адресату последовательности сегментов, которые образуют некоторый блок данных (сообщение).
Примером прикладного процесса, использующего ветвь TCP, может служить FTP, при этом будет работать стек протоколов ftp/tcp/ip/ethernet. Хотя протоколы UDP и TCP могли бы для сходных задач использовать разные номера портов, обычно этого не происходит. Модули TCP и UDP выполняют функции мультиплексоров/демультиплексоров между прикладными процессами и IP-модулем. При поступлении пакета в модуль IP он будет передан в TCP- или UDP-модуль согласно коду, записанному в поле протокола данного IP-пакета. Формат сегмента (пакета) tcp представлен ниже на рис. 4.4.3.1.
Если IP-протокол работает с адресами, то TCP, также как и UDP, с портами. Именно с номеров портов отправителя и получателя начинается заголовок TCP-сегмента. Поле код позиции в сообщении определяет порядковый номер первого октета в поле данных пользователя. При значении флага syn=1 в этом поле лежит код isn (смотри ниже описание процедуры установления связи). Поле HLEN – определяет длину заголовка сегмента, которая измеряется в 32-разрядных словах. Далее следует поле резерв, предназначенное для будущего использования, в настоящее время должно обнуляться. Поле размер окна сообщает, сколько октетов готов принять получатель (флаг ACK=1). Окно имеет принципиальное значение, оно определяет число сегментов, которые могут быть посланы без получения подтверждения. Значение ширины окна может варьироваться во время сессии (смотри описание процедуры "медленного старта"). Значение этого поля равное нулю также допустимо и указывает, что байты вплоть до указанного в поле номер октета, который должен прийти следующим, получены, но адресат временно не может принимать данные. Разрешение на посылку новой информации может быть дано с помощью посылки сегмента с тем же значением поля номер октета, который должен прийти следующим, но ненулевым значением поля ширины окна. Поле контрольная сумма предназначено для обеспечения целостности сообщения. Контрольное суммирование производится по модулю 1. Перед контрольным суммированием к TCP-сегменту добавляется псевдозаголовок, как и в случае протокола udp, который включает в себя адреса отправителя и получателя, код протокола и длину сегмента, исключая псевдозаголовок. Поле указатель важной информации представляет собой указатель последнего байта, содержащий информацию, которая требует немедленного реагирования. Поле имеет смысл лишь при флаге URG=1, отмечающем сегмент с первым байтом "важной информации". Значение разрядов в 6-битовом коде (флаги) описано в таблице 4.4.3.1. Если флаг ACK=0, значение поля номер октета, который должен прийти следующим, игнорируется. Флаг urg=1 в случае нажатия пользователем клавиш Del или Ctrl-c.
Таблица 4.4.3.1 Значения бит поля флаги
Рис. 4.4.3.1 Формат TCP-сегмента
Поле опции зарезервировано на будущее и в заголовке может отсутствовать, его размер переменен и дополняется до кратного 32-бит с помощью поля заполнитель. Формат поля опции представлен на рис. 4.4.3.2. В настоящее время определены опции:
0 Конец списка опций.
1 Никаких операций. Используется для заполнения поля опции до числа октетов, кратного 4.
2 Максимальный размер сегмента (MSS).
В поле вид записывается код опции, поле LEN содержит число октетов в описании опции, включая поля вид и LEN. Определены также опции со значением вид=4,5,6,7. В предложении T/TCP (RFC-1644) описаны опции 11, 12 и 13.
Рис. 4.4.3.2. Формат опций для TCP-сегментов
Поле данные в TCP-сегменте может и отсутствовать, характер и формат передаваемой информации задается исключительно прикладной программой, максимальный размер этого поля составляет в отсутствии опций 65495 байт. TCP является протоколом, который ориентируется на согласованную работу ЭВМ и программного обеспечения партнеров, участвующих в обмене информацией. Установление связи клиент-сервер осуществляется в три этапа:
Клиент посылает SYN-сегмент с указанием номера порта сервера, который предлагается использовать для организации канала связи (active open).
Сервер откликается, посылая свой SYN-сегмент, содержащий идентификатор (ISN - initial sequence number). Начальное значение isn не равно нулю. Процедура называется passive open.
Клиент отправляет подтверждение получения syn-сегмента от сервера с идентификатором равным ISN (сервера)+1.
Стандартная процедура установления связи представлена на рисунке 4.4.3.3 (под словом “стандартная” подразумевается отсутствие каких-либо отклонений от штатного режима, например, одновременного открывание соединения со стороны сервера и клиента). Если же соединение одновременно инициируется клиентом и сервером, в конечном итоге будет создан только один виртуальный канал.
Рис. 4.4.3.3. Алгоритм установления связи. В рамках представлены состояния клиента и сервера; пунктиром отмечены изменения cостояния после посылки сообщения (см. также рис. 4.4.3.4)
Префикс S на рисунке указывает на сервер, а С – на клиента. Параметры в скобках обозначают относительные значения ISN. После установления соединения ISN(S) = s_seq_1, а ISN(C) = c_seq_1.
Каждое соединение должно иметь свой неповторимый код ISN. Для реализации режима соединения прикладная программа на одном конце канала устанавливается в режим пассивного доступа ("passive open"), а операционная система на другом конце ставится в режим активного доступа ("active open"). Протокол TCP предполагает реализацию 11 состояний (established, closed, listen, syn_sent, syn_received и т.д.; см. также RFC-793), переход между которыми строго регламентирован. Машина состояний для протокола TCP может быть описана диаграммой, представленной на рис. 4.4.3.4. Здесь состояние closed является начальной и конечной точкой последовательности переходов. Каждое соединение стартует из состояния closed. Из диаграммы машины состояний видно, что ни одному из состояний не поставлен в соответствие какой-либо таймер. Это означает, что машина состояний TCP может оставаться в любом из состояний сколь угодно долго. Исключение составляет keep-alive таймер, но его работа является опционной, а время по умолчанию составляет 2 часа. Это означает, что машина состояния может оставаться 2 часа без движения. В случае, когда две ЭВМ (C и S) попытаются установить связь друг с другом одновременно, реализуется режим simultaneous connection (RFC-793). Обе ЭВМ посылают друг другу сигналы SYN. При поучении этого сигнала партнеры посылают отклики SYN+ACK. Обе ЭВМ должны обнаружить, что SYN и SYN+ACK относятся к одному и тому же соединению. Когда C и S обнаружат, что SYN+ACK соответствует посланному ранее SYN, они выключат таймер установления соединения и перейдут непосредственно в состояние syn_recvd.
В состоянии established пакет будет принят сервером, если его ISN лежит в пределах s_ack, s_ack+s_wind (s_wind – ширина окна для сервера; см. рис. 4.4.3.5). Аналогичный диапазон isn для клиента выглядит как: c_ack, c_ack+c_wind (c_wind – ширина окна для клиента). c_wind и s_wind могут быть не равны. Пакеты, для которых эти условия не выполняются, будут отброшены.
Рассмотрим пример установления соединения для случая FTP-запроса (См. также http://www.cis.ohio-state.edu/~dolske/gradwork/cis694q). Пусть клиент С запускает процесс установления FTP-соединения с сервером s. Обычный порядок установления соединения показан ниже (см. рис. 4.4.3.3):
c -> s:syn(isnc)
s -> c:syn(isns), ack(isnc)
c -> s: ack(isns) (Связь установлена)
c -> s: данные
и/или
s -> c: данные
isn – идентификатор пакета, посылаемого клиентом (С) или сервером (S). Клиент, послав syn серверу S, переходит в состояние syn_sent. При этом запускается таймер установления соединения. Как при установлении соединения так и при его разрыве приходится сталкиваться с проблемой двух армий. Представим себе, что имеется две армии А и Б, причем Б больше по численности чем А. Армия Б разделена на две части, размещенные по разные стороны от армии А. Если две части армии Б одновременно нападут на армию А, победа гарантирована. В то же время нападение на А одной из частей армии Б обрекает ее на поражение. Но как обеспечить одновременность? Здесь предполагается, что радио еще не изобретено и передача сообщений осуществляется вестовыми, которые в нашем случае могут быть перехвачены врагом. Как убедиться, что вестовой дошел? Первое, что приходит в голову, это послать другого вестового с подтверждением. Но он также с некоторой вероятностью может быть перехвачен. А отправитель не будет знать, дошел ли он. Ведь если сообщение перехвачено, отправитель первичного запроса не выдаст команды на начало, так как не уверен, дошло ли его первое сообщение. Возникает вопрос, существует ли алгоритм, который бы гарантировал надежность синхронизации решений путем обмена сообщениями при ненадежной доставке? Повысит ли достоверность увеличение числа обменов между партнерами? Ответом на этот вопрос будет - нет не существует. В этом читатель, порассуждав логически, может убедиться самостоятельно. Не трудно видеть, что схожие проблемы возникают в любом протоколе, работающем через установление соединения. Чаще всего эта проблема решается путем таймаутов и повторных попыток (это, слава богу, не война и все обходится без людских жертв).
Сервер, получив SYN, откликается посылкой другого SYN. Когда С получает SYN от S (но не получает ACK, например, из-за его потери или злого умысла), он предполагает, что имеет место случай одновременного открытия соединения. В результате он посылает s syn_ack, отключает таймер установления соединения и переходит в состояние syn_received. Сервер получает syn_ack от C, но не посылает отклика. Тогда С ожидает получения syn_ack в состоянии syn_received. Так как время пребывания в этом состоянии не контролируется таймером, С может остаться в состоянии syn_received вечно. Из-за того, что переходы из состояния в состояние не всегда четко определены, протокол tcp допускает и другие виды атак (некоторые из них описаны в разделе “Сетевая безопасность”), там же рассмотрены алгоритмы задания и изменения ISN.
Хотя TCP-соединение является полнодуплексным, при рассмотрении процесса разрыва связи проще его рассматривать как два полудуплексных канала, каждый из которых каналов ликвидируется независимо. Сначала инициатор разрыва посылает сегмент с флагом FIN, сообщая этим партнеру, что не намерен более что-либо передавать. Когда получение этого сегмента будет подтверждено (ACK), данное направление передачи считается ликвидированным. При этом передача информации в противоположном направлении может беспрепятственно продолжаться. Когда партнер закончит посылку данных, он также пошлет сегмент с флагом FIN. По получении отклика ACK виртуальный канал считается окончательно ликвидированным. Таким образом, для установление связи требуется обмен тремя сегментами, а для разрыва - четырьмя. Но протокол допускает совмещение первого ACK и второго FIN в одном сегменте, сокращая полное число закрывающих сегментов с четырех до трех.
Машина состояний для протокола TCP не предусматривает изменения состояний при посылке или получении обычных пакетов, содержащих данные.
Рис. 4.4.3.4. Машина состояний для протокола tcp (W.R. Stivens, TCP/IP Illustrated. V1. Addison-Wesley publishing company. 1993.)
Когда оператор, работая в диалоговом режиме, нажимает командную клавишу, сегмент, в который помещается эта управляющая последовательность, помечается флагом PSH (push). Это говорит приемнику, что информация из этого сегмента должна быть передана прикладному процессу как можно скорее, не дожидаясь прихода еще какой-либо информации. Сходную функцию выполняет флаг URG. URG позволяет выделить целый массив данных, так как активизирует указатель последнего байта важной информации. Будет ли какая-либо реакция на эту "важную" информацию определяет прикладная программа получателя. urg-режим используется для прерываний при работе с FTP, telnet или rlogin. Если до завершения обработки "важной" информации придет еще один сегмент с флагом URG, значение старого указателя конца "важного" сообщения будет утеряно. Это обстоятельство должно учитываться прикладными процессами. Так telnet в командных последовательностях всегда помещает префиксный байт с кодом 255.
В режиме удаленного терминала (telnet) при нажатии любой клавиши формируется и поcылается 41-октетный сегмент (здесь не учитываются издержки ethernet), который содержит всего один байт полезной информации. Эффективность работы может быть улучшена с помощью алгоритма Нагля (Nagle, 1984; RFC-896). Нагль предложил при однобайтовом обмене посылать первый байт, а последующие буферизовать до прихода подтверждения получения посланного. После этого посылаются все буферизованные октеты, а запись в буфер вводимых кодов возобновляется. Если оператор вводит символы быстро, а сеть работает медленно, этот алгоритм позволяет заметно понизить загрузку канала. Встречаются, впрочем, случаи, когда алгоритм Нагля желательно отключить, например, при работе в Интернет в режиме Х-терминала, где сигналы перемещения мышки должны пересылаться немедленно, чтобы не ввести в заблуждение пользователя относительно истинного положения маркера.
Существует еще одна проблема при пересылке данных по каналам TCP, которая называется синдром узкого окна (silly window syndrome; Clark, 1982). Такого рода проблема возникает в том случае, когда данные поступают отправителю крупными блоками, а интерактивное приложение адресата считывает информацию побайтно. Предположим, что в исходный момент времени буфер адресата полон и передающая сторона знает об этом (window=0). Интерактивное приложение считывает очередной октет из TCP-потока, при этом TCP-агент адресата поcылает уведомление отправителю, разрешающее ему послать один байт. Этот байт будет послан и снова заполнит до краев буфер получателя, что вызовет отправку ACK со значением window=0. Этот процесс может продолжаться сколь угодно долго, понижая коэффициент использования канала ниже паровозного уровня.
Кларк предложил не посылать уведомление о ненулевом значении ширины окна при считывании одного байта, а лишь после освобождения достаточно большого пространства в буфере. Например, когда адресат готов принять MSS байтов или когда буфер наполовину пуст.
Предполагается, что получатель пакета практически всегда посылает отправителю пакет-отклик. Отправитель может послать очередной пакет, не дожидаясь получения подтверждения для предшествующего. Таким образом, может быть послано k пакетов, прежде чем будет получен отклик на первый пакет (протокол "скользящего окна"). В протоколе tcp "скользящее окно" используется для регулировки трафика и препятствия переполнения буферов. Идея скользящего окна отображена на рис. 4.4.3.5. Здесь предполагается, что ширина окна равна 7 (k=7; это число может меняться в очень широких пределах).
Рис. 4.4.3.5. Схема использования скользящего окна
После прихода отклика на пакет окно смещается вправо на одну позицию. Теперь отправитель может послать и пакет . Если порядок прихода откликов нарушается, сдвиг окна может задержаться. Размер окна в сегментах определяется соотношением:
window > RTT*B/MSS,
где B – полоса пропускания канала в бит/с, а MSS – максимальный размер сегмента в битах, а window - в сегментах.
Для протокола TCP механизм скользящего окна может работать на уровне октетов или сегментов. В первом случае нужно учитывать каждый раз размер поля данных переданного и подтвержденного сегмента. В TCP-протоколе используется три указателя (стрелки на рис. 4.4.3.3б):
Первый указатель определяет положение левого края окна, отделяя посланный сегмент, получивший подтверждение, от посланного сегмента, получение которого не подтверждено. Второй указатель отмечает правый край окна и указывает на сегмент, который может быть послан до получения очередного подтверждения. Третий указатель помечает границу внутри скользящего окна между уже посланными сегментами и теми, которые еще предстоит послать. Получатель организует аналогичные окна для обеспечения контроля потока данных. Если указатель 3 совпадет с указателем 2, отправитель должен прервать дальнейшее отправление пакетов до получения хотя бы одного подтверждения. Обычно получатель посылает одно подтверждение (ACK) на два полученных сегмента.
Регулирование трафика в TCP подразумевает существование двух независимых процессов: контроль доставки, управляемый получателем с помощью параметра window, и контроль перегрузки, управляемый отправителем с помощью окна перегрузки cwnd (congestion window) и ssthreth (slow start threshold). Первый процесс отслеживает заполнение входного буфера получателя, второй - регистрирует перегрузку канала, а также связанные с этим потери и понижает уровень трафика. В исходный момент времени при установлении соединения cwnd делается равным одному MSS, а ssthreth=65535 байтам. Программа, управляющая пересылкой, никогда не пошлет больше байт, чем это задано cwnd и объявленным получателем значением window. Когда получение очередного блока данных подтверждено, значение cwnd увеличивается. Характер этого увеличения зависит от того, осуществляется медленный старт или реализуется процедура подавления перегрузки. Если cwnd меньше или равно ssthreth, выполняется медленный старт, в противном случае осуществляется подавление перегрузки. В последнем случае cwndi+1 = cwndi + MSS/8 +(MSS*MSS)/cwnd. Если возникает состояние перегрузки канала значение cwnd снова делается равным одному MSS.
В качестве модуля приращения cwnd используется MSS. При получении подтверждения (ACK) окно перегрузки увеличивается на один сегмент ("медленный старт", CWNDi+1 = CWNDi + размер_сегмента, последнее слагаемое нужно, если размер окна задан в октетах, в противном случае вместо него следует использовать 1) и теперь отправитель может послать, не дожидаясь ACK, уже два сегмента и т.д.. Ширина окна, в конце концов, может стать настолько большой, что ошибка доставки в пределах окна станет заметной. Тогда будет запущена процедура “медленного старта” или другой алгоритм, который определит новое, уменьшенное значение окна. Окно перегрузки позволяет управлять информационным потоком со стороны отправителя, блокируя возможные перегрузки и потери данных в промежуточных узлах сети (о других методах подавления перегрузки канала смотри раздел "Сети передачи данных"). Если переполнения не происходит, CWND становится больше окна, объявленного получателем, и именно последнее будет ограничивать поток данных в канале. Размер окна, объявленный получателем, ограничивается произведением полосы пропускания канала (бит/с) на RTT (время распространения пакета туда и обратно). Максимально допустимый размер окна в TCP равен 65535 байт (задается размером поля). Конечной целью регулирования трафика является установление соответствия между темпом передачи и возможностями приема. Причиной перегрузки может быть не только ограниченность размера буфера, но и недостаточная пропускная способность какого-то участка канала. С учетом этого обстоятельства каждый отправитель формирует два окна: окно получателя и окно перегрузки (ширина этого окна равна cwnd). Каждое из этих окон задает число байтов, которое может послать отправитель. Реальное число байтов, которое разрешено послать, равно минимальному из этих окон. При инициализации соединения окно перегрузки имеет ширину равную максимальному сегменту, который может быть использован в данном канале. Отправитель посылает такой сегмент. Если будет прислано подтверждение до истечения времени таймаута, размер окна перегрузки удваивается и посылается два сегмента максимальной длины. При получении подтверждения доставки каждого из сегментов окно перегрузки увеличивается на один сегмент максимальной длины. Когда ширина окна перегрузки становится равной B сегментов и все B посланных сегментов получают подтверждение, окно перегрузки возрастает на число байт, содержащихся в этих сегментах. Таким образом, ширина окна перегрузки последовательно удваивается, пока доставка всех сегментов подтверждается. Рост ширины окна перегрузки при этом имеет экспоненциальный характер. Это продолжается до тех пор, пока не наступит таймаут или окно перегрузки не сравняется с окном получателя. Именно эта процедура и называется медленным стартом (Джекобсон, 1988).
Как было сказано выше, помимо окон перегрузки и получателя в TCP используется третий параметр - порог (иногда он называется порогом медленного старта ssthresh). При установлении соединения ssthresh=64 Kбайт. В случае возникновения таймаута значение ssthresh делается равным CWND/2, а само значение CWND приравнивается MSS (см. рис. 4.4.3.6). Далее запускается процедура медленного старта, чтобы выяснить возможности канала. При этом экспоненциальный рост cwnd осуществляется вплоть до значения ssthresh. Когда этот уровень cwnd достигнут, дальнейший рост происходит линейно с приращением на каждом шагу равным MSS (рис. 4.4.3.6).
Рис. 4.4.3.6. Эволюция ширины окна при медленном старте
Здесь предполагается, что MSS=1 Кбайт. Началу диаграммы соответствует установка значения ssthresh=16 Kбайт. Данная схема позволяет более точно выбрать значение cwnd. После таймаута, который на рисунке произошел при передаче c номером 12, значение порога понижается до 12 Кбайт (=cwnd/2). Ширина окна cwnd снова начинает расти от передачи к передаче, начиная с одного сегмента, вплоть до нового значения порога ssthresh=12 Кбайт. Стратегия с экспоненциальным и линейным участками изменения ширины окна переполнения позволяет несколько приблизить среднее его значение к оптимальному. Для локальных сетей, где значение RTT невелико, а вероятность потери пакета мала, оптимизация задания cwnd не так существенна, как в случае протяженных внешних (например, спутниковых) каналов. Ситуация может поменяться, если в локальной сети имеется фрагмент, где вероятность потерь пакетов велика. Таким фрагментом может быть МАС-бридж (или переключатель), один из каналов которого подключен к сегменту Fast Ethernet, а другой к обычному Ethernet на 10 Мбит/c. Если такой мост не снабжен системой подавления перегрузки (до сих пор такие приборы не имели подобных систем), то каждый из пакетов будет потерян в среднем 9 раз, прежде чем будет передан (здесь предполагается, что передача идет из сегмента FE). При этом cwnd будет практически все время равно MSS, что крайне неэффективно при передаче по каналам Интернет. Такие потери вызовут определенные ошибки при вычислении среднего значения и дисперсии RTT, а как следствие и величин таймаутов. Применение в таких местах маршрутизаторов или других приборов, способных реагировать на перегрузку посредством ICMP(4), решает эту проблему.
Для взаимного согласования операций в рамках TCP-протокола используется четыре таймера:
Таймер повторных передач (retransmission; RTO) контролирует время прихода подтверждений (ACK). Таймер запускается в момент посылки сегмента. При получении отклика ACK до истечения времени таймера, он сбраcывается. Если же время таймера истекает до прихода ACK, сегмент посылается адресату повторно, а таймер перезапускается.
Таймер запросов (persist timer), контролирующий размер окна даже в случае, когда приемное окно закрыто. При window=0 получатель при изменении ситуации посылает сегмент с ненулевым значением ширины окна, что позволит отправителю возобновить свою работу. Но если этот пакет будет потерян, возникнет тупик, тогда каждая из сторон ждет сигнала от партнера. Именно в этой ситуации и используется таймер запросов. По истечении времени этого таймера отправитель пошлет сегмент адресату. Отклик на этот сегмент будет содержать новое значение ширины окна. Таймер запускается каждый раз, когда получен сегмент с window=0.
Таймер контроля работоспособности (keepalive), который регистрирует факты выхода из строя или перезагрузки ЭВМ-партнеров. Время по умолчанию равно 2 часам. Keepalive-таймер не является частью TCP-спецификации. Таймер полезен для выявления состояний сервера half-open при условии, что клиент отключился (например, пользователь выключил свою персональную ЭВМ, не выполнив LOGOUT). По истечении времени таймера клиенту посылается сегмент проверки состояния. Если в течение 75 секунд будет получен отклик, сервер повторяет запрос 10 раз с периодом 75 сек, после чего соединение разрывается. При получении любого сегмента от клиента таймер сбрасывается и запускается вновь.
2MSL-таймер (Maximum Segment Lifetime) контролирует время пребывания канала в состоянии TIME_WAIT. Выдержка таймера по умолчанию равно 2 мин (FIN_WAIT-таймер). См. рис. 4.4.3.4. и RFC-793. Таймер запускается при выполнении процедуры active close в момент посылки последнего ACK.
Важным параметром, определяющим рабочие параметры таймеров, является RTT (время путешествия пакета до адресата и обратно). TCP-агент самостоятельно измеряет RTT. Такие измерения производятся периодически и по их результатам корректируется среднее значение RTT:
RTTm = a*RTTm + (1-a)*RTTi,
где RTTi - результат очередного измерения, RTTm - величина, полученная в результате усреднения предыдущих измерений, а - коэффициент сглаживания, обычно равный 0.9. RFC-793 рекомендует устанавливать время таймаута для ретрансмиссии (повторной передачи), значение RTO - Retransmission TimeOut равно RTO=RTTm*b, где b равно 2. От корректного выбора этих параметров зависит эффективная работа каналов. Так занижение времени ретрансмиссии приводит к неоправданным повторным посылкам сегментов, перегружая каналы связи. Для более точного выбора RTO необходимо знать дисперсию RTT. Несколько более корректную оценку RTO можно получить из следующих соотношений:
RTTm = RTTm + g(RTTi-RTTm)
D = D + d(|RTTi - RTTm| - D)
RTO = RTTm + 4D,
где D - среднее отклонение RTT от равновесного значения, а коэффициенты g = 0,125, D = 0,25. Чем больше g, тем быстрее растет RTO по отношению к RTT. Это хорошо работает до тех пор, пока не произойдет таймаут и ретрансмиссия. В этом случае, получив ACK, трудно решить, какому сегменту соответствует это подтверждение, первому или второму. На эту проблему впервые обратил внимание Фил Карн. Решением проблемы является приостановка коррекции RTTm при таймауте и ретрансмиссиях. Значение RTO зависит от пропускной способности канала и от специфических задержек, например в случае спутниковых каналов. В основном RTO лежит в секундном диапазоне (5-15 сек). Наиболее вероятная причина потери пакетов - это перегрузка канала на участках между отправителем и приемником. Указанием на то, что пакет потерян, может служить таймаут или получение дубликата сегмента ACK. Если произошел таймаут, система переходит в режим "медленного старта" (ширина окна перегрузки делается равной 1 сегменту, а значение порога медленного старта - ssthresh делается равным двум сегментам). При инициализации канала переменная ssthresh обычно равна 65535. Дублирование ACK индицирует потерю пакета до наступления таймаута. В этом случае сначала меняется алгоритм приращения величины окна перегрузки cwnd (замедляется темп его роста). После прихода очередного ACK новое значение cwnd вычисляется по формуле:
cwndi+1 = cwndi + (размер_сегмента*размер_сегмента)/cwndi + размер_сегмента/8
Если же в этот момент величина окна перегрузки меньше или равна некоторому порогу (ssthresh - slow start threshold, обычно измеряется в байтах), осуществляется "медленный старт". Следует помнить, что TCP требует посылки немедленного подтверждения (дублированного ACK) при обнаружении прихода сегментов с нарушением порядка следования. Причиной нарушения порядка следования может быть флуктуация задержки в сети или потеря пакета. Если получено три или более задублированных ACK, это является убедительным указанием на потерю пакета и, не дожидаясь таймаута, осуществляется его повторная передача. Перехода в режим медленного старта в этом случае не производится, но понижаются значения cwnd и ssthresh (почти вдвое).
Когда TCP-канал закрывается и за время сессии переслано более 16 полых окон, а адресат достижим не через маршрут по умолчанию, то в таблицу маршрутизации заносится следующая информация: усредненное значение RTT, значение дисперсии RTT и ssthresh.
Если в ходе TCP-сессии получено сообщение ICMP(4) (переполнение канала - quench), требующее снижения потока данных, то cwdn делается равным одному сегменту, а величина порога медленного старта ssthresh не изменяется. На ICMP-сообщения о недостижимости сети или ЭВМ программы TCP-уровня не реагируют вообще.
Нулевой размер окна блокирует посылку информации и этим система время от времени пользуется. Что произойдет, если получатель послал сегмент, объявляющий окно ненулевым, а подтверждение получения этого сегмента не прошло? TCP-протокол не предусматривает посылки ACK на само подтверждение. Адресат ждет в этом случае данных, так как он уже объявил о существовании ненулевого окна с помощью соответствующего ACK, а отправитель ждет этого недошедшего ACK, чтобы начать передачу данных. Для разрешения этой тупиковой ситуации используется таймер запросов, который периодически посылает зондирующие сегменты получателю. Цель этого зондирования - выяснение существования окна ненулевой ширины. Таймер запросов запускается при получении информации об обнулении ширины окна приемником. Если за определенное время не поступает сегмента, сообщающего об изменении размера окна, таймер начинает посылать зондирующие сегменты. Таймер запросов использует базовую временную шкалу с периодом в 500 мсек, а период посылки зондирующих сегментов лежит в диапазоне 5-60 сек. Такой сегмент содержит только один байт данных. Таймер запросов не прерывает своей работы до тех пор, пока не будет подтверждено открытие окна или пока прикладная задача не завершит свою работу, выключив канал связи.
Будучи однажды создан, канал TCP может существовать "вечно". Если клиент и сервер пассивны, они не заметят того, например, что какой-то бульдозер оборвал кабель или спутник связи покоится на дне океана. Чтобы это обнаружить, либо клиент либо сервер должны попытаться послать какую-то информацию. Чтобы информировать систему об этих и подобных им жизненных неурядицах, предусмотрен таймер контроля работоспособности (keepalive). Многим читателям, возможно, приходилось легкомысленно выключать питание своего персонального компьютера, не позаботившись о корректном logout из процедуры telnet или FTP. Если бы не существовало этого таймера, включив ЭВМ, вы бы обнаружили, что "находитесь" в заморском депозитарии, где были вчера. Но таймер контроля работоспособности может и прервать сессию, если какой-то промежуточный маршрутизатор произвел перезагрузку или был вынужден поменять маршрут. Принцип работы таймера работоспособности предельно прост. Если канал пассивен, например, 2 часа, сервер посылает клиенту сегмент-зонд. При этом ЭВМ-клиент может быть в одном из четырех состояний.
Работоспособен и достижим для сервера. Отклик от клиента сбросит таймер работоспособности в ноль (начало отсчета очередных двух часов).
Вышел из строя, выключен или перезагружается. Сервер посылает 10 запросов с интервалом 75 сек. Если отклика нет, канал закрывается и со стороны сервера.
Перезагрузился. Сервер получит отклик типа RESET и канал будет закрыт.
Работоспособен, но не достижим для сервера. Случай тождественен, описанному во втором по порядку пункте.
Временная постоянная таймера keepalive является системной переменной единой для всех пользователей ЭВМ или даже локальной сети.
Расширение пропускной способности и надежности телекоммуникационных каналов делает актуальной совершенствование протоколов. Так как TCP является основным транспортным протоколом, попытки усовершенствовать его предпринимаются, начиная с 1992 года (RFC-1323, Якобсон, Браден и Борман). Целью этих усовершенствований служит повышение эффективности и пропускной способности канала, а также обеспечение безопасности. При этом рассматриваются следующие возможности:
увеличение MTU (максимальный передаваемый блок данных);
расширение окна за пределы 65535 байт;
исключение "трех-сегментного" процесса установления связи и "четырехсегментного" ее прерывания (T/TCP, RFC-1644);
совершенствование механизма измерения RTT. оптимизация отслеживания CWND.
Оптимальный выбор MTU позволяет минимизировать или исключить фрагментацию (и последующую сборку) сегментов. Верхняя граница на MTU налагается значением MSS (максимальный размер сегмента). Разумно находить и запоминать оптимальные значения MTU для каждого конкретного маршрута. Так как в современных системах используются динамические протоколы маршрутизации, поиск оптимального MTU рекомендуется повторять каждые 10 мин (RFC-1191).
Как уже отмечалось, размер TCP-окна определяется произведением полосы канала (в бит/с) на RTT в сек. Для Ethernet c полосой 10 Мбит/с и RTT=3 мсек это произведение равно 3750 байт, а для канала ИТЭФ-ДЕЗИ с пропускной способностью 1,5 Мбит/с и RTT=710 мсек (спутник) - 88750 байт, а это отнюдь не предел современной телекоммуникационной технологии. Но уже эти примеры говорят о том, что максимально возможный размер окна должен быть увеличен в раз 10-100 уже сегодня. Протокол же разрешает 65535 байт. Появление столь мощных каналов порождает и другие проблемы - потеря пакетов в них обходится слишком дорого, так как "медленный старт" и другие связанные с этим издержки сильно снижают пропускную способность. В последнее время алгоритм медленного старта заменяется более эффективными алгоритмами.
Простое увеличение ширины окна до тех пор, пока не произойдет сбой, плохая стратегия при использовании традиционного медленного старта, так как заметную часть времени ширина окна будет неоптимальной – то слишком большой, то слишком малой. Оптимальная стратегия должна включать в себя прогнозирование оптимальной ширины окна. В новых версиях модулей TCP реализуются именно такие алгоритмы. В 1994 году Бракмо предложил вариант стратегии изменения параметров передачи, который на 40-70% повышает пропускную способность TCP-канала.
Существуют и другие, могущие показаться забавными проблемы. Каждый сегмент в TCP-протоколе снабжается 32-битным идентификатором. Время жизни IP-пакета (TTL) определяется по максимуму 255 шагами или 255 секундами в зависимости оттого, что раньше наступит. Трудно предсказуемая ситуация может произойти, когда канал ликвидирован, затем создан снова (для той же комбинации IP-адресов и портов), а какой-то пакет из предшествующей сессии, погуляв по Интернет, придет уже во время следующей. Есть ли гарантия, что он будет верно идентифицирован? Одной из мер, упомянутых ранее, можно считать использование ограничения по максимальному времени жизни сегмента (MSL) или TTL, хотя снижение значения TTL не всегда возможно - ведь IP-пакетами пользуется не только TCP-протокол и нужна очень гибкая система задания его величины. Во многих приложениях MSL=30 сек (рекомендуемое значение 2 мин слишком велико). Технический прогресс ставит и некоторые новые проблемы. Высокопроизводительные каналы (1 Гбит/с) уже сегодня могут исчерпать разнообразие идентификационных кодов пакетов за один сеанс связи. Появление же двух пакетов с равными идентификаторами может породить неразрешимые трудности. Для передачи мегабайтного файла по гигабитному каналу требуется около 40 мсек (при этом предполагается, что задержка в канале составляет 32 мсек (RTT=64 мсек)). Собственно передача этой информации занимает 8 мсек. Из этих цифр видно, что традиционные протоколы, размеры окон и пр. могут свести на нет преимущества скоростного (дорогостоящего) канала. Пропускная способность такого канала определяется уже не его полосой, а задержкой. Понятно также, что необходимо расширить поле размера окна с 16 до 32 бит. Чтобы не изменять формат TCP-сегментов, можно сделать код размера окна в программе 32-разрядным, сохранив соответствующее поле в сегменте неизменным. Размер окна в этом случае задается как бы в формате с плавающей запятой. При установлении канала определяется масштабный коэффициент n (порядок) лежащий в интервале 0-14. Передача этого коэффициента (один байт) осуществляется сегментом SYN в поле опций. В результате размер окна оказывается равным 65535*2n. Если один из партнеров послал ненулевой масштабный коэффициент, но не получил такого коэффициента от своего партнера по каналу, то n считается равным нулю. Эта схема позволит сосуществовать старым и новым системам. Выбор n возлагается на TCP-модуль системы.
Для того чтобы точнее отслеживать вариации RTT, предлагается помещать временные метки в каждый посылаемый сегмент. Так как в TCP используется одно подтверждение ACK на несколько сегментов, правильнее будет сказать, что RTT измеряется при посылке каждого ACK. Способность и готовность партнеров работать в таком режиме временных меток определяется на фазе установления канала. Более точное вычисление RTT позволяет не только корректно выбрать временные постоянные для таймеров, правильно вычислить задержку TIME_WAIT (TIME_WAIT=8*RTO), но и отфильтровать "старые" сегменты. Идеология временных меток используется и в алгоритме PAWS (Protection Against Wrapped Sequence Numbers) для защиты против перепутывания номеров сегментов.
Предлагаемое усовершенствование TCP - T/TCP модифицирует алгоритмы выполнения операций. T/TCP вводит новую 32-битную системную переменную - число соединений (CC). СС позволяет сократить число пересылаемых сегментов при установлении канала, а также отфильтровывать "старые" сегменты, не принадлежащие данной сессии (установленной связи). Время отклика клиента в рамках указанных алгоритмов сокращается до суммы RTT и времени обработки запроса процессором. Данные пришедшие до SYN-сегмента должны буферизоваться для последующей обработки, а не отбрасываться.
Ethernet (10 Мбит/c) в идеальных условиях позволяет осуществить обмен в рамках протокола TCP (например, при FTP-сессии) со скоростью 1,18 Мбайт/с.
Как уже отмечалось, максимальная длина сегмента (MSS - Maximum Segment Size) в TCP-обменах величина переменная. Длина сегмента определяет длину кадра, в который он вложен. Для локальных Ethernet-сетей MSS=1460 октетов. Чем длиннее кадр, тем выше пропускная способность сети (меньше накладные расходы на заголовок кадра). С другой стороны, при передаче дейтограмм по внешним каналам, где размер пакета не столь велик, большое значение MSS приведет к фрагментации пакетов, которая замедлит обмен, поэтому администратор сети должен взвешивать последствия, задавая значения размера сегментов. Если MSS явно не задан, устанавливается значение по умолчанию (536 байт), что соответствует 576-байтной IP-дейтограмме. Для нелокальных адресов - это, как правило, разумный выбор.
Ликвидация связи требует посылки четырех сегментов. TCP-протокол допускает возможность, когда один из концов канала объявляет о прекращении посылки данных (посылает FIN-сегмент), продолжая их получать (режим частичного закрытия - half-close). Посылка сегмента FIN означает выполнение операции active close. Получатель FIN-сегмента должен послать подтверждение его получения. Когда противоположный конец, получивший FIN, закончит пересылку данных, он пошлет свой FIN-сегмент. Прием подтверждения на получение этого сегмента означает закрытие данного канала связи. Возможно прерывание связи и с помощью посылки RST-сегмента. В этом случае все буферы и очереди очищаются немедленно и часть информации будет потеряна.
Протокол TFTP
4.5.4.1 Протокол TFTP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
TFTP (Trivial FTP, RFC-1350, -783, RFC-906, STD0033) представляет собой упрощенную версию FTP. TFTP не имеет системы безопасности и идентификации, она в отличии от FTP базируется на протоколе UDP (порт 69), а не TCP. Обычно передача осуществляется блоками по 512 байт с ожиданием подтверждения приема каждого пакета (протокол "стой-и-жди"). TFTP используется при загрузке операционной системы в бездисковые рабочие станции (напр. X-терминалы, см. BOOTP) или для загрузки конфигурационных файлов в маршрутизатор. Возможно и непосредственное исполнение команды TFTP (TFTP имя_ЭВМ), хотя эта процедура и не дает каких-либо серьезных преимуществ перед FTP (кроме скорости обмена). При выполнении команды без параметров машина выдает приглашение TFTP> и вам предоставляется возможность выполнить определенные команды (ЭВМ SUN):
connect имя_ЭВМ [ порт ]
Задает имя ЭВМ, с которой будет осуществляться обмен, и, если это необходимо порт. Но реального соединения не производится, так как это не предусмотрено протоколом.
mode
модификация_обмена.
В качестве модификаций обмена данными могут использоваться аргументы ASCII или BINARY. По умолчанию используется ASCII.
put имя_файла
put местный_файл удаленный_файл
put имя_файла1 имя_файла2 ... имя_файлаn удаленный_каталог
Копирование файла или группы файлов в указанный файл или каталог. Здесь предполагается, что имя удаленной ЭВМ было указано ранее. Если же это не так, возможно одновременное указание имени удаленной ЭВМ и имя файла-адресата: имя_ЭВМ:имя_файла. Имя_ЭВМ становится именем по умолчанию для последующих обменов. Субкоманда GET имеет аналогичную форму обращения. Субкоманда trace позволяет отследить путь пакетов, а команда status сообщит текущее состояние системы. Уход из TFTP по команде exit или quit.
Существует пять форматов пакетов tftp:
Рис. 68. Форматы TFTP-сообщений
Операции запросов (RRQ и WRQ) требуют присылки пакета-отклика (ACK). Сначала устанавливается связь между клиентом и сервером, для этого посылаются запросы read или write. При этом сообщается имя файла и режим доступа (Mode). Предусмотрено три режима доступа, которые определяются значением поля MODE: NetASCII (американский стандарт для информационных обменов), побайтный (режим binary) и почтовый (данные поступают пользователю, а не заносятся в файл, при этом используется система кодов NetASCII). Предусмотрено шесть типов сообщений об ошибках:
0 - не определен;
1 - файл не найден;
2 - ошибка доступа;
3 - переполнение диска или превышение выделенной квоты;
4 - нелегальная TFTP-операция;
5 - неизвестный идентификатор обмена.
Если запросы read или write успешно выполнены, сервер использует IP-адрес и номер UDP-порта клиента для идентификации последующих операций. Таким образом, ни при пересылке данных, ни при передаче подтверждений (ACK) не нужно указывать явно имя файла. Блоки данных нумеруются, начиная с 1, подтверждение получения пакета имеет тот же номер. Получение блока с размером менее 512 байт означает конец файла. Получение сигнала об ошибке прерывает обмен. При возникновении тайм-аута производится повторная передача последнего блока данных или подтверждения. При задержке отклика, превышающей значение тайм-аута, возможно удвоение всех последующих блоков. Это происходит в некоторых реализациях программного обеспечения оттого, что из-за тайм-аута происходит повторная пересылка блока, а запоздавший отклик на блок i вызовет посылку блока i+1. Это будет продолжаться вплоть до конца пересылки файла. TFTP-протокол используется также и при реализации электронной почты (посылка файлов почтовой программе).
Отсутствие авторизации делает доступность TFTP одной из угроз безопасности. Именно по этой причине во многих инструкциях вы можете найти рекомендацию запретить применение этой утилиты.
Transport Layer Security) является обеспечение
6.8 Протокол TLS версия 1.0
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
1. Введение
Первоначальной целью протокола TLS ( Transport Layer Security) является обеспечение конфиденциальности и целостности данных при коммуникации двух приложений. Протокол имеет два уровня: протокол записей TLS и протокол диалога TLS. На нижнем уровне, работающем поверх надежного транспортного протокола (напр., TCP [TCP]), размещается протокол записей TLS. Этот протокол обеспечивает безопасность соединений, которые имеют два основных свойства:
Соединение является конфиденциальным. Для шифрования данных используется симметричная криптография (напр., DES [DES], RC4 [RC4], и т.д.). Ключи для шифрования генерируются независимо для каждого соединения и базируются на секретном коде, получаемом с помощью другого протокола (такого как протокол диалога TLS). Протокол записей может использоваться и без шифрования.
Соединение является надежным. Процедура передачи сообщения включает в себя проверку целостности с помощью вычисления MAC. Для расчета >MAC используются хэш-функции (напр., SHA, MD5 и т.д.). Протокол записей может работать и без MAC, но в этом режиме он применяется только в случае, когда другой протокол использует протокол записей в качестве транспортного при выяснении параметров безопасности.
Протокол записей TLS используется для инкапсуляции различных протоколов высокого уровня. Один из таких инкапсулируемых объектов, протокол диалога TLS, позволяет серверу и клиенту аутентифицировать друг друга и согласовать алгоритм шифрования и крипто-ключи до того как приложение передаст или примет первый байт информации. Протокол диалога TLS обеспечивает безопасное соединение, которое имеет три базовых свойства:
Идентичность партнеров может быть выяснена с использованием асимметричной криптографии (напр., RSA [RSA], DSS [DSS] и т.д.). Эта аутентификация может быть сделана опционной, но она необходима, по крайней мере, для одного из партнеров.
Выявление общего секретного кода является безопасным: этот секретный код недоступен злоумышленнику, даже если он ухитрится подключиться к соединению.
Диалог надежен: атакующий не может модифицировать обсуждаемое соединение, без того чтобы быть обнаруженным партнерами обмена.
Одним из преимуществ TLS является то, что он не зависит от протокола приложения. Протоколы верхнего уровня могут размещаться поверх протокола TLS прозрачным образом. Стандарт TLS, однако, не специфицирует то, как протоколы увеличивают безопасность с помощью TLS; решение о том, как инициализировать TLS-диалог и как интерпретировать сертификаты аутентификации, оставляется на усмотрение разработчиков протоколов и программ, которые работают поверх TLS.
2. Цели
Целями протокола TLS в порядке приоритетности являются:
Криптографическая безопасность. TLS должен использоваться для установления безопасного соединения между двумя партнерами.
Совместимость. Независимые программисты должны быть способны разрабатывать приложения, использующие TLS, которые будут способны успешно обмениваться криптографическими параметрами без знания особенностей программ друг друга.
Расширяемость. TLS ищет способ, как при необходимости встроить в систему новые ключи и методы шифрования. Здесь имеются две побочные цели: исключить необходимость создания нового протокола (что может быть сопряжено с введением новых слабых мест) и сделать ненужным внедрение новой библиотеки, обеспечивающей безопасность.
Относительная эффективность. Криптографические операции требуют больших мощностей ЦПУ, особенно этим славятся операции с открытыми ключами. По этой причине, протокол TLS имеет опционную схему кэширования сессии, что позволяет уменьшить число соединений, устанавливаемых с использованием новых временных буферов. Были приняты меры, чтобы уменьшить сетевую активность.
3. Цели данного документа
Этот документ и сам протокол TLS базируются на спецификации протокола SSL 3.0, опубликованного Netscape. Различие между этим протоколом и SSL 3.0 не значительны, но они вполне достаточны, чтобы сделать TLS 1.0 и SSL 3.0 не совместимыми (хотя TLS 1.0 имеет механизм, с помощью которого приложения могут поддерживать SSL 3.0). Этот документ предназначен, прежде всего, для читателей, которые будут создавать протокольные приложения, и осуществлять их криптографический анализ. Спецификация была написана именно с такими намерениями и именно для этих двух групп разработчиков. Для этой цели многие правила и структуры данных, зависимые от алгоритма, включены в текст (а не в приложение), обеспечивая более легкий к ним доступ.
4. Язык представления
Представление данных в этом документе напоминает синтаксис языка Си и XDR [XDR], но эти параллели достаточно приблизительны и не имеют никакого отношения к самому протоколу TSL. эти представления применены лишь для целей упрощения восприятия материала.
4.1. Базовый размер блока
Базовым блоком данных считается один байт (т.e. 8 бит). Многобайтовые информационные элементы представляют собой объединение последовательности байтов слева направо и сверху вниз. Многобайтовые элементы извлекаются из байтового потока (используя нотацию Си) следующим образом:
value = (байт[0]
Этот порядок байтов для многобайтовых последовательностей является стандартным для сетей (big endian).
4.2. Разное
Комментарии начинаются с "/*" и завершаются "*/". Опционные компоненты выделяются с помощью помещения их в двойные квадратные скобки "[[ ]]". Однобайтовые объекты, содержащие не интерпретируемые данные, имеют 'непрозрачный' тип (opaque).
4.3. Векторы
Вектор (одномерный массив) является потоком однородных информационных элементов. Размер вектора может быть специфицирован во время документирования или оставаться не специфицированным вплоть до начала работы. В любом случае длина определяет число байтов, а не число элементов в векторе. Синтаксис спецификации нового типа T', который является вектором фиксированной длины типа T, имеет вид T T'[n];
Здесь T' занимает в информационном потоке n байт, где n кратно размеру T. Длина вектора не включается в кодированный поток.
В следующем примере Datum определен, как три последовательные байта, которые не интерпретируются протоколом, в то время как Data представляет собой три вектора Datum, состоящие из девяти байт.
T T';
В следующем примере, обязательным является вектор, который должен содержать от 300 до 400 байт непрозрачного типа. Он не должен быть пустым. Поле действительной длины занимает два байта, uint16, достаточных, чтобы представить значение 400 (смотри раздел 4.4). С другой стороны, longer может представить до 800 байт данных, или 400 uint16 элементов, и может быть пустым. Его кодовое представление будет включать два байта поля реальной длины, за которым будет следовать вектор. Длина закодированного вектора должна быть четной, кратной длине одиночного элемента (например: 17-байтовый вектор uint16 будет нелегальным).
| opaque mandatory; | /* поле длины имеет 2 байта, не может быть пустым */ |
| uint16 longer; | /* 0 - 400 16-битовое целое число без знака */ |
4.4. Числа
Базовый числовой тип данных представляет собой байт без знака (uint8). Все более длинные типы цифровых данных образуются из фиксированной последовательности байт без знака, объединенных вместе, как это описано в разделе 4.1,. Следующие числовые типы являются предопределенными.
uint8 uint16[2];
uint8 uint24[3];
uint8 uint32[4];
uint8 uint64[8];
Все значения здесь и в дальнейшем записываются в 'сетевом порядке' (big-endian); uint32 представленное шестнадцатеричными байтами 01 02 03 04 эквивалентно десятичному значению 16909060.
4.5. Нумерованный тип
Еще одним типом данных является enum (enumerated). Поле типа enum предполагает, что величина декларирована при определении. Каждое определение дает новый тип. Только нумерованные элементы того же типа могут присваиваться и сравниваться. Каждому нумерованному элементу должно быть присвоено значение, как это показано в следующем примере. Так как нумерованные элементы неупорядочены, им может быть присвоено любое уникальное значение в любом порядке.
enum { e1(v1), e2(v2), ... , en(vn) [[, (n)]] } Te;
Нумерованные элементы занимают в байтовом потоке столько места, сколько требует максимальное определенное порядковое значение. Следующее определение требует использования одного байта для поля типа Color (цвет).
enum { red(3), blue(5), white(7) } Color;
Можно опционно специфицировать значение без ассоциированной с ним метки, чтобы задать ширину без определения избыточного элемента. В следующем примере, Taste в потоке данных занимает два байта, но может предполагать значения 1, 2 или 4.
enum { sweet(1), sour(2), bitter(4), (32000) } Taste;
Имена элементов нумерации собраны в пределах определенного типа. В первом примере, полная ссылка на второй элемент будет выглядеть как Color.blue. Такое описание не требуется, если объект присвоения (target) хорошо специфицирован.
| Color color = Color.blue; | /* чрезмерная спецификация, допустимо */ |
| Color color = blue; | /* правильно, тип задан неявно */ |
enum { low, medium, high } Amount;
4.6. Сконструированные типы
Типы структуры могут быть сформированы для удобства из примитивных типов. Каждая спецификация декларирует новый, уникальный тип. Синтаксис определения весьма похож на используемый в Си.
struct {
Поля в структуре могут быть квалифицированы, используя имена типов, которые синтаксис подобный нумерованным элементам. Например, T.f2 относится ко второму полю предыдущей декларации. Структурные определения допускают вложения.
4.6.1. Варианты
Определенные структуры могут иметь варианты, базирующиеся на некотором знании того, что доступно в среде. Селектор должен иметь тип нумерованного элемента, который определяет возможные варианты структуры. Телу структуры варианта может быть присвоена метка для ссылок. Механизм, с помощью которого при работе выбирается вариант, языком презентации не определен.
struct {
Например:
enum { apple, orange } VariantTag;
struct {
struct {
struct {
4.7. Криптографические атрибуты
В TSL используются четыре криптографические операции: цифровая подпись, блочное и поточное шифрование и шифрование с помощью общедоступного ключа. Криптографические ключи соответствуют состоянию текущей сессии (смотри раздел 6.1).
Алгоритм цифровой подписи включает в себя однопроходные хэш-функции, служащие для преобразования подписываемого текста. Элемент с цифровой подписью кодируется как непрозрачный вектор 16-1>, где длина специфицируется алгоритмом подписи и ключом.
В подписи RSA, 36-байтовая структура двух хэшей (один SHA и один MD5) кодируется с помощью секретного ключа. Описание кодировки смотри в [PKCS1].
В DSS, 20 байтов хэша SHA передаются непосредственно алгоритму цифровой подписи DSA (Digital Signing Algorithm) без дополнительного хэширования. В результате получаются числа r и s. Подпись DSS представляет собой непрозрачный вектор, содержимое которого представляет собой результат DER-кодирования:
| DssSigValue ::= SEQUENCE { | r | INTEGER, |
| s | INTEGER} |
При использовании блочного шифра, каждый блок исходного текста преобразуется в зашифрованный кодовый блок той же длины. Все блочные шифрования выполняются в режиме CBC (Cipher Block Chaining), и все зашифрованные блочные элементы будут иметь размер, кратный длине шифрового блока.
При шифровании с использованием общедоступного ключа, алгоритм открытого ключа используется для шифрования данных так, чтобы их можно было дешифровать только с помощью секретного ключа, который образует пару с открытым ключом. Элемент, зашифрованный с помощью открытого ключа, выглядит как непрозрачный вектор 16-1>, где длина определяется алгоритмом подписи и ключом.
В следующем примере:
stream-ciphered struct {
Содержимое хэша передается алгоритму подписи, затем вся структура шифруется с привлечением поточного шифра. Длина этой структуры в байтах будет равна 2 байтам для поля field1 и field2, плюс два байта для длины подписи, плюс длина выходных данных алгоритма подписи. Это известно благодаря тому факту, что алгоритм и ключ для подписи известны до кодирования или декодирования этой структуры.
4.8. Константы
Типофицированные константы могут быть определены для целей спецификации путем декларации символа нужного типа и присвоения ему определенных значений. Не полностью специфицированные типы (непрозрачные элементы, векторы переменной длины, и структуры, которые содержат непрозрачные элементы) не могут стать объектами присвоения. Нельзя опускать ни одно поле многоэлементной структуры или вектора.
Например,
struct { uint8 f1; uint8 f2;} Example1;
5. HMAC и псевдослучайные функции
Ряд операций на уровне записей и диалога требуют ключевого MAC; это дайджест определенных данных, защищенных секретным кодом. Фальсификация MAC невозможна без знания секретного кода. Конструкция, которая используется для этой операции, имеет название HMAC и описана в [HMAC].
HMAC может использоваться с разными хэш-алгоритмами. TLS использует ее при диалоге с другими алгоритмами: MD5 и SHA-1, обозначая их как HMAC_MD5(secret, data) и HMAC_SHA(secret, data). Для других шифровых наборов и защищенных данных могут быть определены дополнительные хэш-алгоритмы, но в данной версии протокола для целей диалога жестко заданы MD5 и SHA-1.
Кроме того, необходима схема расширения применения секретных кодов (secret) на блоки данных с целью генерации ключей и валидации. Такая псевдослучайная функция (PRF) использует в качестве входной информации секретный код, порождающий код (seed) и идентификационную метку (label). При этом формируется выходной массив произвольной длины.
Для того чтобы сделать PRF максимально секретной, она использует два хэш-алгоритма так, чтобы гарантировать секретность при сохранении работоспособности хотя бы одного из них.
Сначала, определена функция разложения данных, P_hash(secret, data), которая использует одну хэш функция для распространения секретного кода на произвольное число выходов:
P_hash(secret, seed) = HMAC_hash(secret, A(1) + seed) +
где + обозначает объединение.
A() определено как:
Для требуемого качества данных P_hash может итерироваться столько раз, сколько нужно. Например: если P_SHA-1 использовался для формирования 64 байт данных, его следует итерировать четыре раза (до A(4)), создавая 80 байт выходных данных; последние 16 байт последней итерации будут отброшены, оставляя 64 байта.
PRF TLS создана путем расщепления секретного кода на две части и использования одной половины для генерации данных с помощью P_MD5, а другой половины - для формирования данных посредством P_SHA-1, выходные данных этих двух процедур объединяются затем с помощью операции исключающего ИЛИ.
S1 и S2 являются двумя равными по длине половинами секретного кода. Их длина определяется путем округления результата деления исходного секретного кода на два. Таким образом, если исходный секретный код имеет длину в байтах, характеризуемую нечетным числом, то последний байт S1 будет тем же, что и первый байт S2.
L_S = длина секретного кода в байтах;
L_S1 = L_S2 = ceil(L_S / 2);
PRF определяется как результат смешения двух псевдослучайных потоков с помощью операции исключающее ИЛИ.
PRF(secret, label, seed) = P_MD5(S1, label + seed) XOR P_SHA-1(S2, label + seed);
Метка представляет собой ASCII-строку. Она должна быть включена в исходном виде без байта длины или завершающего нуля. Например: метка "slithy toves" будет представлена в виде:
73 6C 69 74 68 79 20 74 6F 76 65 73
Заметим, что, так как MD5 выдает на выход 16 байт, а SHA-1 - 20 байт, границы их внутренних итераций не будут выровнены; чтобы сформировать на выходе 80 байт P_MD5 осуществит итерации до A(5), в то время как P_SHA-1 - до A(4).
6. Протокол записей TLS
Протокол записей TLS является послойным. На каждом уровне, сообщения могут включать поля длины, описания и содержимого. Протокол записей берет сообщения, подлежащие пересылке, разбивает их на блоки, опционно сжимает данные, применяет MAC, шифрует и передает результат. Полученные данные дешифруются, верифицируются, декомпрессируются, восстанавливается их первоначальный вид, результат передается клиентам верхнего уровня.
Четыре протокола описаны в данном документе: протокол диалога, протокол уведомления, протокол спецификации изменения шифра, и прикладной информационный протокол. Для того чтобы позволить расширение протокола TLS, разрешена поддержка протоколом дополнительных типов записей. Любые новые типы записей должны размещать значения типа немедленно за величинами ContentType четырех типов, описанных здесь (смотри Приложение A.2). Если реализация TLS получает рекорд нераспознаваемого типа, она должна его игнорировать. Любой протокол, предназначенный для использования поверх TLS, должен быть тщательно сконфигурирован, для того чтобы противостоять любым атакам. Заметим, что из-за того, что тип и длина записи не защищены шифрованием, следует принимать меры, чтобы минимизировать трафик анализа этих величин.
6.1. Состояния соединений
Состояние соединения TLS является операционной средой протокола записей TLS. Оно специфицирует алгоритмы сжатия, шифрования и MAC. Кроме того, известны параметры этих алгоритмов: секретный код MAC, а также ключи шифрования и IV соединения для направлений чтения и записи. Логически существует четыре состояния соединения: текущие состояния чтения и записи, и отложенные состояния чтения и записи. Все записи обрабатываются в текущих состояниях чтения или записи. Параметры безопасности для отложенных состояний могут быть установлены протоколом диалога TLS. Протокол диалога может селективно переводить любое отложенное состояние в текущее, при этом соответствующее текущее состояние становится отложенным. Не допускается формировать состояние, которое не инициализировано с учетом параметров безопасности текущего состояния. Исходное текущее состояние всегда специфицировано без компрессии, шифрования или MAC. Параметры безопасности для состояния чтения и записи соединения TLS задаются путем определения следующих величин:
| Конец соединения | Клиент или сервер участник соединения. |
| Алгоритм массового шифрования | Алгоритм, используемый для массового шифрования. Эта спецификация включает размер ключа алгоритма, степень секретности ключа, является ли этот шифр блочным или поточным, размер блока и является ли шифр экспортным. |
| Алгоритм MAC | Алгоритм аутентификации сообщений. Эта спецификация включает размер хэша, который возвращается алгоритмом MAC. |
| Алгоритм сжатия | Алгоритм сжатия данных. Эта спецификация должна включать всю информацию, необходимую для выполнения компрессии. |
| Секретный код сервера (master secret) | 48 байтовый секретный код, общий для обоих партеров в соединении. |
| Случайный код клиента | 32 байтный код, предоставляемый клиентом. |
| Случайный код сервера | 32 байтный код, предоставляемый сервером. |
/p> Эти параметры определены в языке представления в виде:
enum { server, client } ConnectionEnd;
enum { null, rc4, rc2, des, 3des, des40 } BulkCipherAlgorithm;
enum { stream, block } CipherType;
enum { true, false } IsExportable;
enum { null, md5, sha } MACAlgorithm;
enum { null(0), (255) } CompressionMethod;
/* Алгоритмы, специфицированные в CompressionMethod, BulkCipherAlgorithm и MACAlgorithm могут быть добавлены. */
| struct { | ConnectionEnd | entity; |
| BulkCipherAlgorithm | bulk_cipher_algorithm; | |
| CipherType | cipher_type; | |
| uint8 | key_size; | |
| uint8 | key_material_length; | |
| IsExportable | is_exportable; | |
| MACAlgorithm | mac_algorithm; | |
| uint8 | hash_size; | |
| CompressionMethod | compression_algorithm; | |
| Opaque | master_secret[48]; | |
| opaque | client_random[32]; | |
| opaque | server_random[32];} SecurityParameters; |
Секретный код MAC записи клиента
>Секретный код MAC записи сервера
>Ключ записи клиента
Ключ записи сервера
IV записи клиента (только для блочного шифра)
IV записи сервера (только для блочного шифра)
Параметры записи клиента используются сервером при получении и обработке записей и наоборот. Алгоритм, использованный для генерирования этих объектов с помощью параметров безопасности, описан в разделе 6.3. Раз параметры безопасности определены и ключи сформированы, состояния соединения могут быть в любой момент реализованы путем перевода их в текущее состояние. Эти текущие состояния должны актуализоваться после обработки каждой записи. Каждое состояние соединения включает в себя следующие элементы:
| Состояние сжатия | Текущее состояние алгоритма сжатия. |
| Состояние шифра | Текущее состояние алгоритма шифрования. Оно состоит из текущего ключа для данного соединения. Кроме того, для блочного шифра, работающего в режиме CBC (единственный режим, специфицированный в TLS), оно в исходный момент содержит IV для данного состояния соединения и должно актуализоваться, чтобы содержать текст последнего шифрованного или дешифрованного блока. Для поточных шифров, оно содержит всю необходимую информацию для продолжения шифрования или дешифрования данных. |
| Секретный код MAC | Секретный код MAC для данного соединения. |
| Номер по порядку | Каждое состояние соединения содержит номер по порядку, который поддерживается независимо для состояний чтения и записи. Номер по порядку должен быть установлен равным нулю, как только соединение переведено в активное состояние. Номера по порядку имеют тип uint64 и не может превышать 264-1. Номер по порядку инкрементируется после прихода каждой записи: в частности, первая запись, передаваемая через некоторое соединение, имеет порядковый номер 0. |
/p>
6.2. Уровень записей
Уровень записей TLS получает не интерпретированные данные от верхних уровней в непустых блоках произвольного размера.
6.2.1. Фрагментация
Уровень записей фрагментирует информационные блоки и превращают их в записи TLSPlaintext, несущие данные в виде последовательностей длиной 214 байтов или меньше. Границы сообщения клиента на уровне записей не сохраняются (т.e., несколько сообщений клиента одного и того же ContentType могут быть объединены в одну запись TLSPlaintext, или одно сообщение может быть фрагментировано).
struct { uint8 major, minor;} ProtocolVersion;
struct { ContentType type;
Данные различных типов содержимого уровня записей TLS могут перекрываться. Прикладные данные вообще имеют более низкий приоритет при передаче, чем другие типы содержимого.
6.2.2. Сжатие и восстановление записи
Все записи сжаты с использованием алгоритма сжатия, определенным состоянием текущей сессии. Всегда имеется активный алгоритм сжатия; однако в исходный момент он определен как CompressionMethod.null. Алгоритм сжатия преобразует структуру TLSPlaintext в структуру TLSCompressed. Функции сжатия инициализируются информацией по умолчанию при переходе соединения в активное состояние.
Должно использоваться сжатие без потерь, а длина содержимого не может стать больше чем 1024 байт. Если функция восстановления встречает фрагмент TLSCompressed.fragment, длина которого окажется больше 214 байт, она должна выдать уведомление о фатальной ошибке преобразования.
| Struct | { ContentType type; | /* то же самое, что и TLSPlaintext.type */ |
| ProtocolVersion version; | /* то же самое, что и TLSPlaintext.version */ | |
| uint16 length; | ||
| opaque fragment[TLSCompressed.length]; | ||
| } TLSCompressed; |
| length | Длина (в байтах) следующего TLSCompressed.fragment. Длина не должна превосходить 214 + 1024. |
| Fragment | Сжатая форма TLSPlaintext.fragment. |
Функции декомпрессии (восстановления) отвечают за то, что внутренний буфер не будет переполнен при обработке сообщения.
6.2.3. Защита поля данных записи
Функции шифрования и MAC преобразуют структуру TLSCompressed в TLSCiphertext. Функции дешифрования выполняют обратную процедуру. MAC записи включает также номер по порядку, чтобы было можно детектировать лишние или повторные сообщения.
| Struct | { ContentType type; |
| ProtocolVersion version; | |
| uint16 length; | |
| select (CipherSpec.cipher_type) { | |
| case stream: GenericStreamCipher; | |
| case block: GenericBlockCipher; } fragment; | |
| } TLSCiphertext; |
| type | Поле тип идентично TLSCompressed.type. |
| Version | Поле версия идентично TLSCompressed.version. |
| length | Длина (в байтах) последующего TLSCiphertext.fragment. Длина не может превосходить 214 + 2048. |
| Fragment | Зашифрованная форма TLSCompressed.fragment, с MAC. |
6.2.3.1. Нуль или стандартный поточный шифр
Поточные шифры (включая BulkCipherAlgorithm.null - смотри приложение A.6) преобразуют структуры TLSCompressed.fragment в (или из) структуры TLSCiphertext.fragment.
stream-ciphered struct { opaque content[TLSCompressed.length];
opaque MAC[CipherSpec.hash_size];} GenericStreamCipher;
MAC генерируется как:
HMAC_hash(MAC_write_secret, seq_num + TLSCompressed.type +
TLSCompressed.version + TLSCompressed.length + TLSCompressed.fragment));
где "+" означает объединение (слияние).
Заметим, что MAC вычисляется до шифрования. Поточный шифр преобразует весь блок, включая MAC. Для поточных шифров, которые не используют вектор синхронизации (такой как RC4), состояние шифра записи используется в последующих пакетах. Если CipherSuite равен TLS_NULL_WITH_NULL_NULL, шифрование представляет собой операцию идентичного преобразования (т.e., данные не шифруются, а размер MAC равен нулю, что говорит о том, что MAC не используется). TLSCiphertext.length равна TLSCompressed.length плюс CipherSpec.hash_size.
6.2.3.2. Блочный шифр CBC
Для блочных шифров (таких как RC2 или DES), функции шифрования и MAC преобразуют структуры TLSCompressed.fragment в блоки структур TLSCiphertext.fragment или обратно.
block-ciphered struct {
MAC генерируется, как это описано в разделе 6.2.3.1.
| Padding | Заполнитель, который добавлен, чтобы сделать длину исходного текста целой кратной длине блока блочного шифра. Заполнитель может иметь длину вплоть до 255 байт. Длины больше необходимой могут оказаться желательными, для того чтобы блокировать атаки на протокол, базирующийся на анализе длин сообщений. Каждый uint8 в векторе заполняющих данных должен быть заполнен значением длины. |
| padding_length | Длина заполнения должна быть такой, чтобы общий размер структуры GenericBlockCipher являлся кратным длине блока шифра. Диапазон легальных значений лежит в диапазоне 0-255, включительно. Эта длина специфицирует длину поля заполнителя, исключая само поле padding_length. |
Пример.
Если длина блока равна 8 байт, длина содержимого (TLSCompressed.length) равна 61 байтов, а длина MAC равна 20 байтов, длина до заполнения составляет 82 байта. Таким образом, длина заполнения по модулю 8 должна быть равна 6, для того чтобы сделать полную длину четной, кратной 8 байтам (длина блока). Длина заполнения может быть 6, 14, 22 и т.д. до 254. Если бы длина заполнения была минимально необходимой (6), заполнитель имел бы 6 байтов, каждый из которых содержал число 6. Таким образом, последние 8 октетов GenericBlockCipher до блочного шифрования были бы xx 06 06 06 06 06 06 06, где xx последний октет MAC.
Для блочного шифра в режиме CBC (Cipher Block Chaining) вектор инициализации (IV) для первой записи генерируется с другими ключами и секретными кодами, когда параметры безопасности заданы. IV для последующих записей равен последнему блоку шифрованного текста предыдущей записи.
6.3. Вычисление ключа
Протокол записей требует алгоритма для генерации ключей, IV и секретных кодов MAC из параметров безопасности, поставляемых протоколом диалога.
Мастерный секретный код (master secret) хэшируется в последовательность байтов, которая присваивается секретным кодам MAC, ключам и IV, требуемых текущим состоянием соединения (смотри приложение A.6). CipherSpecs требует чтобы клиент записал секретный код MAC, чтобы сервер записал секретный код MAC, клиент и сервер записали ключ и IV, которые сформированы из мастерного секретного кода в указанном порядке. Не использованные значения остаются пустыми.
Для генерации ключей вычисляется
key_block = PRF(SecurityParameters.master_secret, "key expansion",
SecurityParameters.server_random + SecurityParameters.client_random);
до тех пор пока не будет сформирован выход. Затем key_block позиционируется следующим образом:
client_write_MAC_secret[SecurityParameters.hash_size]
server_write_MAC_secret[SecurityParameters.hash_size]
client_write_key[SecurityParameters.key_material_length]
>server_write_key[SecurityParameters.key_material_length]
client_write_IV[SecurityParameters.IV_size]
server_write_IV[SecurityParameters.IV_size]
Значения client_write_IV и server_write_IV генерируются только для не экспортных блочных шифров. Для экспортируемых блочных шифров, векторы инициализации генерируются позже, как это описано ниже. Любой лишний материал key_block отбрасывается.
Спецификация шифра, которая определена в данном документе, требует 2 x 24 байтовых ключей, 2 x 20 байтовых секретных кодов MAC, и 2 x 8 байтов IV, для 104 байтов материала ключей.
Алгоритмы экспортируемого шифрования (для которого CipherSpec.is_exportable равно 'истинно') требуют дополнительной обработки для получения ключей записи, как это показано ниже:
final_client_write_key =
PRF(SecurityParameters.client_write_key,
final_server_write_key =
PRF(SecurityParameters.server_write_key,
Алгоритмы экспортируемого шифрования получают свои IV исключительно из случайных кодов сообщений hello:
iv_block = PRF("", "IV block", SecurityParameters.client_random +
Блок iv_block делится на два инициализационных векторов, как это делалось выше для key_block:
client_write_IV[SecurityParameters.IV_size]
server_write_IV[SecurityParameters.IV_size]
Заметим, что PRF используется в этом случае без секретного кода: это означает, что секретный код имеет длину нуль байт и не вносит ничего в хэширование PRF.
6.3.1. Пример генерации экспортного ключа
TLS_RSA_EXPORT_WITH_RC2_CBC_40_MD5 требует пяти случайных байт для каждого из двух ключей шифрования и 16 байт для каждого ключа MAC, что составляет 42 байта ключевого материала. Выход PRF запоминается в key_block. Блок key_block делится, а ключи записи запоминаются, так как это алгоритм экспортного шифрования.
| key_block | = PRF(master_secret, |
| "key expansion", | |
| server_random + | |
| client_random)[0..41] | |
| client_write_MAC_secret | = key_block[0..15] |
| server_write_MAC_secret | = key_block[16..31] |
| client_write_key | = key_block[32..36] |
| server_write_key | = key_block[37..41] |
| final_client_write_key | = PRF(client_write_key, |
| "client write key", | |
| client_random + | |
| server_random)[0..15] | |
| final_server_write_key | = PRF(server_write_key, |
| "server write key", | |
| client_random + | |
| server_random)[0..15] | |
| iv_block | = PRF("", "IV block", client_random + |
| server_random)[0..15] | |
| client_write_IV | = iv_block[0..7] |
| server_write_IV | = iv_block[8..15] |
/p>
7. Протокол диалога TLS
Протокол диалога TLS содержит набор из трех суб-протоколов, которые используются, чтобы партнеры могли согласовать используемые параметры безопасности для уровня записи, аутентифицировать себя, и уведомлять друг друга об ошибках.
Протокол диалога ответственен за согласования характеристик сессии, куда входят следующие объекты:
| идентификатор сессии | Произвольная последовательность байтов, выбранная сервером для идентификации состояния сессии (активная/ возобновляемая). |
| сертификат партнера | X509v3 [X509] сертификат партнера. Этот элемент состояния может быть равен нулю. |
| метод сжатия | Алгоритм, используемый для сжатия информации перед шифрованием. |
| спецификация шифра | Специфицирует алгоритм массового шифрования (такой как нуль, DES, и т.д.) и алгоритм MAC (такой как MD5 или SHA). Она определяет также криптографические атрибуты, такие как hash_size. (Смотри приложение A.6) |
| мастерный секретный код | 48-байтовый секретный код, общий для сервера и клиента. |
| 'is resumable' | Флаг, указывающий, может ли сессия использоваться для инициализации нового соединения. |
7.1. Протокол изменения спецификации шифра
Протокол изменения спецификации шифра предназначен для оповещения об изменении стратегии шифрования. Протокол использует одно сообщение, которое зашифровано и архивировано в рамках текущего состояния соединения. Сообщение состоит из одного байта со значением 1.
struct { enum { change_cipher_spec(1), (255) } type;} ChangeCipherSpec;
Сообщение изменения спецификации шифра посылается как клиентом, так и сервером, для того чтобы уведомить партнера о том, что последующие записи будут защищены с помощью только что согласованных ключей и спецификации CipherSpec. Получение этого сообщения заставляет получателя на уровне записей немедленно скопировать состояние ожидания чтения в текущее состояние чтения. Сразу после посылки сообщения отправитель должен дать команду уровню записей преобразовать состояние ожидания записи в активное состояние записи. (Смотри раздел 6.1.) Сообщение изменения спецификации шифра посылается во время диалога после согласования набора параметров безопасности, но до посылки проверочного завершающего сообщения (смотри раздел 7.4.9).
7.2. Протокол оповещения
Одним из типов содержимого, поддерживаемого слоем записей TLS, является оповещение. Сообщения оповещения передают описание возникшей ситуации. Оповещения с аварийным уровнем вызывают немедленное прерывание соединения. В этом случае, другие соединения сессии могут оставаться в рабочем состоянии, но идентификатор сессии должен быть объявлен не действительным, блокируя установление новых соединений. Подобно другим сообщениям, оповещения шифруются и сжимаются, как это специфицировано состоянием текущего соединения.
enum { warning(1), fatal(2), (255) } AlertLevel;
enum { close_notify(0),
(255)} AlertDescription;
struct { AlertLevel level; AlertDescription description;} Alert;
7.2.1. Оповещения закрытия
Клиент и сервер должны оба знать, что соединение завершается, для того чтобы избежать атаки усечения (truncation). Оба партнера могут запустить обмен сообщениями закрытия.
| close_notify | Это сообщение обращает внимание получателя, что отправитель не будет посылать более каких-либо данных через это соединение. Сессия становится не возобновляемой (unresumable), если любое соединение разорвано без соответствующих сообщений close_notify с уровнем равным предупреждению. |
Каждый из партнеров обязан послать уведомление close_notify, прежде чем разрывать соединение со стороны записи. Требуется, чтобы другой партнер реагировал своим уведомлением close_notify и закрывал соединение немедленно, аннулируя все не завершенные записи. Для инициатора закрытия не требуется ждать получения отклика close_notify, прежде чем закрыть соединение со стороны чтения. Если прикладной протокол, использующий TLS, гарантирует, что любые данные могут быть переданы через используемое TLS-соединение после его закрытия, реализация TLS должна получить уведомление-отклик close_notify до оповещения прикладного уровня о том, что соединение TLS завершает свою работу. Если прикладной протокол не передает никаких дополнительных данных, но лишь закрывает ниже лежащее транспортное соединение, тогда реализация может выбрать вариант закрытия транспорта, не дожидаясь отклика close_notify.
Предполагается, что закрытие соединения надежно доставляет все данные, ждущие передачи, прежде чем транспортная система будет блокирована.
7.2.2. Оповещения об ошибках
Обработка ошибок в протоколе диалога TLS очень проста. Когда обнаруживается ошибка, обнаруживший партнер посылает сообщение другому партнеру. При передаче или получении сообщения о фатальной ошибке, оба партнера немедленно закрывают соединение. Серверы и клиенты должны забыть любые идентификаторы сессии, ключи и секретные коды, связанные с неудачным соединением. Определены следующие оповещения об ошибках:
| unexpected_message | Получено не предусмотренное сообщение. Это оповещение является всегда фатальным и не должно встречаться при обменах между корректными реализациями. |
| bad_record_mac | Это оповещение присылается, если получена запись с неверным MAC. Это сообщение всегда вызывает фатальную ошибку. |
| decryption_failed | TLSCiphertext дешифрован не верно: либо текст не имел длину четную и кратную размеру блока или их значения (заполнители) при проверке оказались некорректными. Это сообщение всегда вызывает фатальную ошибку. |
| record_overflow | Получена запись TLSCiphertext, которая имеет длину больше 214+2048 байт, запись дешифрована TLSCompressed в запись с более чем 214+1024 байтов. Это сообщение всегда вызывает фатальную ошибку. |
| decompression_failure | Функция декомпрессии получила неприемлемые данные (напр., данные, которые после восстановления будут иметь слишком большой объем). Это сообщение вызывает фатальную ошибку. |
| handshake_failure | Получение сообщения оповещения handshake_failure указывает, что отправитель не мог согласовать приемлемый набор параметров безопасности из числа предлагаемых опций. Это фатальная ошибка. |
| bad_certificate | Сертификат был поврежден, содержал подписи, которые не прошли проверку и т.д.. |
| unsupported_certificate | Сертификат имел не поддерживаемый тип. |
| certificate_revoked | Сертификат был отозван его подписантом. |
| certificate_expired | Сертификат имеет исчерпанный срок годности или не пригоден по другой причине. |
| certificate_unknown | Некоторая другая, не специфицированная причина при обработке сертификата, делающая его неприемлемым. |
| illegal_parameter | Поле при диалоге оказалось вне диапазона допустимых значений или не согласуется с другими полями. Это фатальная ошибка.. |
| unknown_ca | Получена корректная сертификатная последовательность или ее часть, но сертификат не был воспринят из-за того, что CA-сертификат не может быть обнаружен или не согласуется с известным проверенным CA. Это сообщение всегда вызывает фатальную ошибку. |
| access_denied | Получен правильный сертификат, но при проверке доступа отправитель решил не продолжать согласование. Это сообщение всегда вызывает фатальную ошибку. |
| decode_error | Сообщение не может быть дешифровано из-за того, что некоторое поле выходит за пределы допустимого или сообщение имеет не верный размер. Это сообщение всегда вызывает фатальную ошибку. |
| decrypt_error | Диалог криптографической операции не прошел, это может включать неудачу проверки подписи, обмена ключами или контроль завершающего сообщения. |
| export_restriction | Согласование параметров вошло в противоречие с экспортными регламентациями. Например: попытка передать 1024 битов ephemeral RSA-ключа для метода диалога RSA_EXPORT. Это сообщение всегда вызывает фатальную ошибку. |
| protocol_version | Протокольная версия клиента распознана, но не поддерживается. (Например: старые версии протокола могут отвергаться по соображениям безопасности). Это сообщение всегда вызывает фатальную ошибку. |
| insufficient_security | Возвращается вместо handshake_failure, когда согласование не прошло в частности из-за того, что сервер требует более секретного шифра, чем может поддержать клиент. Это сообщение всегда вызывает фатальную ошибку. |
| internal_error | Внутренняя ошибка, не связанная с партнером, или требования протокола не допускают продолжения процедуры (например, ошибка при выделении памяти). Это сообщение всегда вызывает фатальную ошибку. |
| user_canceled | Этот диалог аннулирован по какой-то причине, не связанной с протокольной ошибкой. Если пользователь аннулирует операцию после завершения диалога, закрытие соединения путем посылки close_notify является более приемлемым. За этим оповещением должно следовать close_notify. Это сообщения является предупреждением. |
| no_renegotiation | Посылается клиентом в ответ на запрос hello или сервером - в ответ на hello клиента после стартового диалога. Любое из этих сообщений должно, в норме, вызывать повторное согласование параметров. Когда это не приемлемо, получатель должен реагировать посылкой этого уведомления (alert). В этой точке отправитель исходного запроса может решить, следует ли сохранять соединение. Случаем, когда это приемлемо, может оказаться ситуация, когда сервер запускает процесс, чтобы удовлетворить запросу. Процесс может получить параметры безопасности (длину ключа, аутентификацию и т.д.) при запуске, и может быть, трудно сообщить об изменении этих параметров в этой точке процесса. Это сообщение всегда является предупреждением. |
/p> Для всех ошибок, где уровень оповещения не специфицирован явно, отправитель может сам определить, является ли ошибка фатальной. Если получено оповещение с уровнем предупреждения, получатель может сам решить, воспринимать ли ее как фатальную. Однако все сообщения, которые переданы с фатальным уровнем, должны рассматриваться как фатальные.
7.3. Обзор протокола диалога
Криптографические параметры состояния сессии формируются протоколом диалога TLS, который работает поверх уровня записей TLS. Когда клиент и сервер TLS впервые начинают взаимодействие, они согласуют версию протокола, выбирают криптографические алгоритмы, опционно аутентифицируют друг друга и используют методику с общедоступным ключом для формирования общего секретного кода. Протокол диалога TLS включает в себя следующие шаги:
Обмен сообщениями hello, чтобы согласовать алгоритмы, обмен случайными кодами, и проверка перезапуска сессии.
Обмен необходимыми криптографическими параметрами, чтобы позволить клиенту и серверу согласовать предмастерные секретные коды.
Обмен сертификатами и криптографической информацией, чтобы позволить клиенту и серверу аутентифицировать друг друга.
Генерация мастерного секретного кода из предмастерного и обмен случайными кодами.
Предоставление параметров безопасности уровню записей.
Разрешение клиенту и серверу проверить, что их партнер вычислил те же самые параметры безопасности и что диалог прошел без вмешательства хакера.
Заметим, что верхние слои не должны слишком полагаться на TLS, всегда согласуя самые безопасные из возможных соединений между партнерами: существует много способов, с помощью которых злоумышленник, включившийся в разрыв соединения, может попытаться заставить партнеров принять наименее безопасный метод связи из числа поддерживаемых ими. Протокол был устроен так, чтобы минимизировать этот риск, но, тем не менее, существуют некоторые возможности атак. Например, хакер может блокировать доступ к порту, через который обеспечивается безопасное обслуживание, или попытаться заставить партнеров установить не аутентифицированное соединение. Фундаментальным правилом является то, что верхние уровни должны знать, каковы требования безопасности и никогда не передавать данные по каналам, которые менее безопасны, чем это предписано этими требованиями. Протокол TLS является безопасным, здесь любой шифровой набор предлагает свой уровень безопасности. Если вы согласуете использование 3DES с 1024-битовым RSA-ключом при связи с ЭВМ, чей сертификат вы проверили, вы можете быть уверены в безопасности. Однако вы никогда не должны посылать данные по каналу, где используется 40-битовая шифрование, если только вы не уверены, что данные не стоят того, чтобы кто-то тратил силы на их дешифрование.
Эти цели достигаются протоколом диалога, который может быть суммирован следующим образом. Клиент посылает сообщение hello, на которое сервер должен также откликнуться сообщением hello, в противном случае возникает ситуация фатальной ошибки и соединение разрывается. Сообщения client hello и server hello используются для установления более безопасного взаимодействия клиента и сервера. Сообщения client hello server hello устанавливают следующие атрибуты: версия протокола, ID-сессии, шифровой набор и метод сжатия. Кроме того, партнеры генерируют и пересылают друг другу два случайных числа: ClientHello.random и ServerHello.random.
Реальный обмен ключами использует до четырех сообщений: сертификат сервера, ключевой обмен сервера, сертификат клиента и ключевой обмен клиента. Новые методы ключевого обмена могут быть созданы с помощью спецификации формата для этих сообщений, чтобы позволить клиенту и серверу согласовать использование общего секретного кода. Этот секретный код должен быть достаточно длинным. Современные методы ключевого обмена пересылают коды длиной от 48 до 128 байт.
Вслед за сообщениями hello, сервер, если он должен быть аутентифицирован, посылает свой сертификат. Кроме того, если необходимо, может быть послано сообщение ключевого обмена (например, если сервер не имеет сертификата, или если его сертификат служит только для подписи). Если сервер аутентифицирован, он может затребовать сертификат от клиента, если выбран соответствующий шифровой набор. После этого сервер пошлет сообщение hello done, указывающее, что фаза диалога hello завершена. Сервер ждет отклика клиента. Если сервер послал сообщение сертификатного запроса, клиент должен послать сообщение сертификата. Сообщение ключевого обмена клиента послано, и его содержимое зависит от алгоритма с общедоступным ключом, который выбрали клиент и сервер при обмене сообщениями hello.
В этой точке клиентом посылается сообщение об изменении спецификации шифра, и клиент копирует записанную шифровую спецификацию в текущую спецификацию. После этого клиент немедленно посылает сообщение finished для новых алгоритмов, ключей и секретных кодов. В качестве отклика сервер пошлет свое сообщение об изменении шифровой спецификации, перенесет записанную шифровую спецификацию в текущую, и пошлет свое сообщение finished с использованием новой шифровой спецификации. В этой точке диалог завершается, а клиент и сервер могут начать обмен прикладными данными (смотри блок-схему обмена ниже на рис. .1).
| Клиент | Сервер |
| ClientHello --------> | |
| ServerHello | |
| Certificate* | |
| ServerKeyExchange* | |
| CertificateRequest* | |
/p> Certificate*
ClientKeyExchange
CertificateVerify*
[ChangeCipherSpec]
| Finished --------> | |
| [ChangeCipherSpec] | |
| Прикладные данные | Прикладные данные |
* отмечает опционные или зависящие от ситуации сообщения, которые посылаются не всегда.
Когда клиент и сервер решают возобновить предыдущую сессию или задублировать существующую сессию (вместо согласования новых параметров безопасности), следует обмен следующими сообщениями:
Клиент посылает ClientHello, используя ID-сессии, которая должна быть возобновлена. Сервер проверяет свой кэш сессий на соответствие. Если соответствие имеется, а сервер желает возобновить соединение со специфицированным состоянием сессии, он посылает ServerHello с тем же значением ID-сессии. В этой точке, как клиент, так и сервер должны послать сообщения об изменении шифровой спецификации, после чего перейти к завершающим сообщениям finished. Раз восстановление сессии завершилось, клиент и сервер могут начать обмен прикладными данными. Смотри диаграмму на рис. .2. Если соответствия с ID-сессии не найдено, сервер генерирует новый ID сессии, а клиент TLS и сервер осуществляют полный диалог.
| Клиент | Сервер |
| ClientHello --------> | |
| ServerHello | |
| [ChangeCipherSpec] | |
| Finished -----------> | |
| Прикладные данные | Прикладные данные |
7.4. Протокол диалога
Протокол диалога TLS представляет собой один из фиксированных клиентов высокого уровня протокола записей TLS. Этот протокол используется для согласования атрибутов безопасности сессии. Сообщения диалога передаются уровню записей TLS, где они инкапсулируются в одну или более структур TLSPlaintext, которые обрабатываются и передаются так, как это специфицировано текущим состоянием активной сессии.
enum { hello_request(0), client_hello(1), server_hello(2),
certificate(11), server_key_exchange (12),
certificate_request(13), server_hello_done(14),
certificate_verify(15), client_key_exchange(16),
finished(20), (255)
} HandshakeType;
7.4.1. Сообщения Hello
Сообщения фазы hello используются для выяснения возможностей клиента и сервера по повышению безопасности информационного обмена. Когда начинается новая сессия, состояние шифрования уровня записей, алгоритмы хэширования и сжатия инициализируются нулем. Текущее состояние соединения используется для сообщений согласования параметров.
7.4.1.1. Запрос Hello
Сообщение-запрос hello может быть послано сервером в любое время.
Значение этого сообщения:
Запрос Hello является простым уведомлением о том, что клиент должен начать согласование путем посылки сообщения client hello. Это сообщение будет проигнорировано клиентом, если он участвует в сессии согласования. Это сообщение может игнорироваться клиентом, если он не хочет заново согласовывать параметры сессии, или клиент может, если хочет, реагировать уведомлением no_renegotiation. Так как сообщения диалога предназначены для осуществления определенных действий над прикладными данными, ожидается, что согласование начнется до того, как будут получены новые записи от клиента. Если сервер посылает запрос hello, но не получает отклика client hello, он может разорвать соединение с фатальным уведомлением.
После посылки запроса hello, серверы не должны повторять запрос до тех пор, пока диалог согласования не завершится.
Структура этого сообщения:
struct { } HelloRequest;
Это сообщение не должно никогда включаться в хэши сообщений и использоваться в завершающих сообщениях (finished), а также в сообщении верификации сертификатов.
7.4.1.2. Hello клиента
Когда клиент инициализирует соединение с сервером, первым должно быть послано сообщение client hello. Клиент может также послать client hello в качестве отклика на запрос hello или по своей собственной инициативе, для того чтобы заново согласовать параметры безопасности существующего соединения.
Сообщение hello клиента включает в себя случайную структуру, которая позднее используется протоколом.
struct { uint32 gmt_unix_time; opaque random_bytes[28];} Random;
| gmt_unix_time | Текущее время и дата согласно стандарта UNIX в 32-битовом формате (число секунд с момента полуночи 1-го января, 1970, GMT) согласно показаниям внутренних часов отправителя. Часы могут и не быть точно выверены на уровне протокола TLS. Прикладные протоколы могут накладывать дополнительные ограничения. |
| random_bytes | 28 байт сформированных безопасным генератором случайных чисел. |
opaque SessionID;
Так как SessionID передается без шифрования или MAC-защиты, серверы не должны помещать конфиденциальные данные в идентификаторы сессий, что могло бы привести к возрастанию уязвимости. Заметим, что содержимое диалога в целом, включая SessionID, защищено сообщениями Finished, пересылаемыми в конце диалога.
Список CipherSuite, передаваемый от клиента серверу в сообщении client hello, содержит комбинации криптографических алгоритмов, поддерживаемых клиентом в порядке их предпочтения (предпочтительный вариант - первый). Каждый CipherSuite определяет алгоритм пересылки ключей, алгоритм массового шифрования (включая длину секретного ключа) и алгоритм MAC. Сервер выберет шифровой набор или, если приемлемого варианта нет, пришлет уведомление об ошибке и прервет соединение.
uint8 CipherSuite[2]; /* Cryptographic suite selector */
Hello клиента включает в себя список алгоритмов сжатия, поддерживаемых клиентом, в порядке их предпочтения.
enum { null(0), (255) } CompressionMethod;
После посылки сообщения client hello, клиент ждет сообщения server hello. Любое другое сообщение диалога, присланное сервером, за исключением запроса hello, рассматривается как фатальная ошибка.
В интересах прямой совместимости, клиенту разрешено включать в сообщение client hello после методов сжатия дополнительные данные. Эти данные должны быть включены в хэши диалога, в противном случае они игнорируются. Это единственное сообщение диалога, для которого это допускается; для всех остальных сообщений, объем данных должен точно соответствовать описанию сообщения.
7.4.1.3. Hello сервера
Сервер посылает это сообщение в ответ на сообщение client hello, когда он может найти приемлемый набор алгоритмов. Если он не может сделать приемлемый выбор, он реагирует уведомлением об ошибке диалога.
Структура этого сообщения:
7.4.2. Сертификат сервера
Сервер должен послать сертификат, всякий раз, когда согласованный метод обмена ключами не является анонимным. За этим сообщением всегда непосредственно следует сообщение server hello.
Тип сертификата должен соответствовать выбранному алгоритму обмена ключами шифров, обычно это сертификат X.509v3. Он должен содержать ключ, который соответствует методу обмена ключами. Если не специфицировано обратного, алгоритм подписи для сертификата должен быть тем же, что и алгоритм для ключа сертификата. Если не специфицировано обратного, общедоступный ключ может иметь любую длину.
| Алгоритм обмена ключами | Тип сертификата ключа |
| RSA | Общедоступный ключ RSA; сертификат должен допускать использование ключа для шифрования. |
| RSA_EXPORT | Общедоступный ключ RSA с длиной больше чем 512 бит, который может быть использован для подписи, или ключ длиной 512 бит или короче, который может быть использован для шифрования или подписи. |
| DHE_DSS | Общедоступный ключ DSS. |
| DHE_DSS_EXPORT | Общедоступный ключ DSS. |
| DHE_RSA | Общедоступный ключ RSA, который может использоваться для подписи. |
| DHE_RSA_EXPORT | Общедоступный ключ RSA, который может использоваться для подписи. |
| DH_DSS | Ключ Diffie-Hellman. Алгоритмом, используемым для подписи сертификата, должен быть DSS. |
| DH_RSA | Ключ Diffie-Hellman. Алгоритмом, используемым для подписи сертификата, должен быть RSA. |
Так как CipherSuites, который специфицирует методы нового ключевого обмена, заданы для протокола TLS, они используют формат сертификата и необходимые ключевые данные.
Структура этого сообщения:
opaque ASN.1Cert24-1>;
struct { ASN.1Cert certificate_list24-1>; } Certificate;
Тот же тип сообщения и структура будут использоваться для отклика клиента на сообщение запроса сертификата. Заметим, что клиент может не посылать сертификата, если он не имеет подходящего, чтобы послать его серверу в ответ на его аутентификационный запрос.
7.4.3. Сообщение ключевого обмена сервера
Это сообщение будет послано немедленно после сообщения сертификата сервера (или сообщения server hello, если это анонимное согласование параметров).
Сообщение ключевого обмена сервера посылается сервером только когда сообщение сертификата сервера (если послано) не содержит достаточно данных, чтобы позволить клиенту осуществлять обмен предмастерными секретными кодами (premaster secret). Это верно для следующих методов обмена ключами:
RSA_EXPORT (если открытый ключ в сертификате длиннее, чем 512 бит)
DHE_DSS
DHE_DSS_EXPORT
DHE_RSA
DHE_RSA_EXPORT
DH_anon
Нелегально посылать сообщение ключевого обмена сервера для следующих методов пересылки ключей:
RSA
RSA_EXPORT (когда открытый ключ в сертификате сервера короче чем или равен 512 бит)
DH_DSS
DH_RSA
Это сообщение передает криптографическую информацию, чтобы позволить клиенту оперировать с premaster секретным кодом: либо общедоступный ключ RSA, чтобы зашифровать предмастерный секретный код, либо общедоступный ключ Diffie-Hellman, с помощью которого клиент может завершить обмен ключами.
В качестве дополнительных определены наборы CipherSuites TLS, которые включают в себя новые алгоритмы обмена ключами. Сервер пошлет сообщение обмена ключами тогда и только тогда, когда тип сертификата, ассоциированный с алгоритмов обмена ключами, не предоставил достаточно информации клиенту, чтобы осуществить пересылку предмастерного секретного кода.
Согласно настоящему закону США об экспорте, модули RSA больше 512 бит не могут использоваться для ключевого обмена в программах, экспортируемых из США. Более длинные ключи RSA, зашифрованные в сертификатах, могут быть использованы для подписи более коротких ключей RSA в случае метода ключевого обмена RSA_EXPORT.
Структура этого сообщения:
enum { rsa, diffie_hellman } KeyExchangeAlgorithm;
struct { opaque rsa_modulus; opaque rsa_exponent;} ServerRSAParams;
struct { opaque dh_p;
| dh_p | Простой модуль, используемый для операции Diffie-Hellman. |
| dh_g | Генератор, используемый для операции Diffie-Hellman. |
| dh_Ys | Общедоступное значение (gX mod p) метода Diffie-Hellman для сервера. |
enum { anonymous, rsa, dsa } SignatureAlgorithm;
select (SignatureAlgorithm)
7.4.4. Запрос сертификата
Не анонимный сервер может опционно запросить сертификат от клиента, если это возможно для выбранного шифрового набора. За этим сообщением, если оно послано, непосредственно следует сообщение ключевого обмена сервера (Server Key Exchange) (в противном случае, сообщение сертификата сервера).
Структура этого сообщения:
enum { rsa_sign(1), dss_sign(2), rsa_fixed_dh(3), dss_fixed_dh(4),
(255)} ClientCertificateType;
opaque DistinguishedName16-1>;
struct { ClientCertificateType certificate_types8-1>;
DistinguishedName certificate_authorities16-1>;
} CertificateRequest;
| certificate_types | Это поле представляет собой список типов запрошенных сертификатов, расположенных в порядке предпочтения сервера. |
| certificate_authorities | Список имен приемлемых провайдеров сертификатов. Эти имена могут специфицировать уникальное имя корневого или подчиненного CA. Таким образом, это сообщение может быть использовано как для описания известных корней и желательного пространства авторизации. |
7.4.5. Hello done сервера
Сообщение сервера hello done посылается сервером, чтобы индицировать конец hello сервера и связанных с ним сообщений. После отправки этого сообщения сервер ждет отклика клиента.
Это сообщение означает, что сервер завершил подготовку для ключевого обмена, и клиент может приступить к процедуре пересылки ключей.
По получении сообщения сервера hello done клиент должен проверить, что сервер предоставил корректный сертификат, если это требуется, и что параметры, присланные сервером приемлемы.
Структура этого сообщения: struct { } ServerHelloDone;
7.4.6. Сертификат клиента
Это первое сообщение, которое может послать клиент после получения сообщения от сервера hello done. Это сообщение посылается только в случае запроса присылки сертификата со стороны сервера. Если приемлемого сертификата нет, клиент должен послать пустое сообщение сертификата. Если сервером для продолжения диалога требуется аутентификация клиента, он может откликнуться, послав уведомление о фатальной ошибке. Сертификаты клиента посылаются с использованием структуры сертификата, определенной в разделе 7.4.2.
Когда используется метод ключевого обмена, базирующийся на статическом методе Diffie-Hellman (DH_DSS или DH_RSA), если требуется аутентификация клиента, группа Diffie-Hellman и генератор закодированные в сертификате клиента должны соответствовать параметрам Diffie-Hellman'а, специфицированным сервером, если параметры клиента планируется использовать для ключевого обмена.
7.4.7. Сообщение обмена ключами клиента
Это сообщение посылается клиентом всегда. За ним непосредственно следует сообщение сертификата клиента, если оно посылается. В противном случае оно будет первым сообщением, посылаемым клиентом после получения сообщения сервера hello done.
С помощью этого сообщения устанавливается предмастерный секретный код, либо путем прямой передачи его, зашифровав с применением RSA, либо с помощью передачи параметров Diffie-Hellman, которые позволят каждой из сторон согласовать применение одного и того же предмастерного секретного кода. Когда в качестве метода передачи ключей использован DH_RSA или DH_DSS, запрашивается сертификация клиента, и клиент может откликаться посылкой сертификата, который содержит общедоступный ключ Diffie-Hellman, чьи параметры (группа и генератор) соответствуют, специфицированным в сертификате сервера. Это сообщение не содержит никаких других данных.
Структура этого сообщения:
Выбор сообщений зависит от выбранного метода ключевого обмена. Смотри раздел 7.4.3, где дано определение KeyExchangeAlgorithm.
struct { select (KeyExchangeAlgorithm) { case rsa: EncryptedPreMasterSecret;
case diffie_hellman: ClientDiffieHellmanPublic; } exchange_keys;
} ClientKeyExchange;
7.4.7.1. Сообщение зашифрованного RSA предмастерного секретного кода
Если для согласования ключей и аутентификации применен алгоритм RSA, клиент генерирует 48-байтовый предмастерный секретный код, шифрует его с помощью общедоступного ключа из сертификата сервера или временного RSA-ключа, переданного в сообщении ключевого обмена сервера, и посылает результат в сообщении зашифрованного предмастерного секретного кода (encrypted premaster secret). Эта структура является вариантом сообщения ключевого обмена клиента.
Структура этого сообщения:
struct { ProtocolVersion client_version; opaque random[46];} PreMasterSecret;
struct { public-key-encrypted PreMasterSecret pre_master_secret;} EncryptedPreMasterSecret;
Атака, рассмотренная Даниэлем Блайбенбахером (Daniel Bleichenbacher) [BLEI], может быть предпринята против TLS-сервера, который использует PKCS#1, закодированный с помощью RSA.
Наилучший способ избежать уязвимости от этой атаки является обработка некорректно форматированных сообщений точно также как и корректно сформатированные RSA-блоки. Таким образом, когда сервер получает некорректно сформатированный RSA-блок, он должен сформировать случайное 48-байтовое число и использовать его в дальнейшем в качестве предмастерного секретного кода. Таким образом, сервер будет действовать идентично вне зависимости оттого, является ли полученный RSA-блок корректным.
| pre_master_secret | Это случайное число генерируется клиентом и используется для формирования мастерного секретного кода, как это специфицировано в разделе 8.1. |
7.4.7.2. Общедоступный Diffie-Hellman-ключ клиента
Эта структура передает общедоступную величину (Yc) Diffie-Hellman-алгоритма для клиента, если она не была уже включена в сертификат клиента. Шифрование, используемое для Yc, определяется нумерованным параметром PublicValueEncoding. Эта структура является вариантом сообщения ключевого обмена клиента.
Структура этого сообщения:
enum { implicit, explicit } PublicValueEncoding;
struct { select (PublicValueEncoding) {
case implicit: struct { };
case explicit: opaque dh_Yc; } dh_public;
} ClientDiffieHellmanPublic;
| dh_Yc | Общедоступный Diffie-Hellman-ключ клиента (Yc). |
7.4.8. Верификация сертификата
Это сообщение используется для осуществления в явной форме верификации сертификата клиента. Оно посылается вслед за сертификатом клиента, который имеет возможность подписи (т.e. все сертификаты кроме тех, которые содержат фиксированные параметры Diffie-Hellman). При посылке это сообщение следует немедленно за сообщением ключевого обмена клиента.
Структура этого сообщения имеет вид:
struct { Signature signature; } CertificateVerify;
Тип подписи определен в 7.4.3.
CertificateVerify.signature.md5_hash MD5(handshake_messages);
Certificate.signature.sha_hash SHA(handshake_messages);
Здесь handshake_messages относятся ко всем сообщениям диалога, посланным или полученным, начиная с hello клиента, и вплоть до (но исключая) данное сообщение, содержащее поля типа и длины сообщений диалога. Это представляет собой соединение всех структур диалога, как это определено в 7.4.
7.4.9. Сообщение Finished
Сообщение finished всегда посылается немедленно после сообщения изменения шифровой спецификации, чтобы верифицировать процессы ключевого обмена и аутентификации. Существенно, чтобы сообщение об изменении шрифтовой спецификации было получено между другими сообщениями диалога и сообщением Finished.
Сообщение finished является первым, защищенным с использованием только что согласованных алгоритмов, ключей и секретных кодов. Получатели сообщений finished должны верифицировать корректность содержимого. Раз партнер послал свое сообщение Finished и получил корректное сообщение от другой стороны, он может начать посылать и получать через данное соединение прикладные данные.
struct { opaque verify_data[12];} Finished;
Если в соответствующей точке диалога за сообщением finished не следует сообщение об изменении шифровой спецификации, это считается фатальной ошибкой.
Хэши, содержащиеся в сообщениях finished, посланных серверам, включает в себя Sender.server; а посланные клиентом содержат Sender.client. Значение handshake_messages включает все сообщения диалога, начиная с hello клиента и вплоть до (но не включая) это сообщение finished. Здесь могут быть отличия от handshake_messages из раздела 7.4.8, так как сюда может входить сообщение верификации сертификата. Следует также иметь в виду, что, handshake_messages для сообщения finished, посланного клиентом, будет отличаться от посланного сервером, так как второе, включает первое.
Сообщения об изменении шифровой спецификации, уведомления и любые другие типы записей не являются сообщениями диалога и не включаются в вычисления хэшей. В хэши диалога не включаются также сообщения запроса Hello Request.
8. Криптографические вычисления
Для того чтобы начать защиту соединения, протоколу записей TLS необходима спецификация набора алгоритмов, мастерный секретный код и случайные коды клиента и сервера. Алгоритмы аутентификации, шифрования и MAC определяются cipher_suite, выбранным сервером и указанным в сообщении server hello. Алгоритм сжатия согласуется в сообщениях hello, а случайные коды пересылаются в сообщениях hello. Все что остается - это вычислить мастерный секретный код.
8.1. Вычисление мастерного секретного кода
Для всех методов ключевого обмена используется один и тот же алгоритм преобразования pre_master_secret в master_secret. Значение pre_master_secret следует стереть из памяти, как только завершится вычисление master_secret.
master_secret = PRF(pre_master_secret, "master secret",
ClientHello.random + ServerHello.random) [0..47];
Мастерный секретный код всегда имеет длину 48 байт. Длина предмастерного секретного кода варьируется в зависимости от метода ключевого обмена.
8.1.1. RSA
Когда для аутентификации сервера и ключевого обмена используется RSA, 48- байтовый pre_master_secret генерируется клиентом, шифруется с помощью общедоступного ключа сервера и посылается серверу. Сервер использует свой секретный ключ для дешифрования pre_master_secret. Оба партнера преобразуют затем pre_master_secret в master_secret, как это специфицировано выше.
Цифровые подписи RSA реализуются с помощью PKCS #1 [PKCS1] с типом блока 1. Шифрование RSA с использованием общедоступного ключа выполняется с помощью PKCS #1 с типом блока 2.
8.1.2. Diffie-Hellman
Выполняются обычные вычисления по алгоритму Diffie-Hellman. В качестве pre_master_secret используется согласованный ключ (Z), преобразование его в master_secret, описано выше.
Параметры Diffie-Hellman специфицируются сервером и могут быть одноразовыми или взятыми из сертификата сервера.
В отсутствии стандарта на прикладной профайл приложение TLS должно использовать шифровой набор TLS_DHE_DSS_WITH_3DES_EDE_CBC_SHA.
Сообщения прикладных данных вырабатываются уровнем записей, фрагментируются, сжимаются и шифруются на основе параметров состояния соединения. Сообщения рассматриваются как прозрачные данные уровня записей.
A. Значения протокольных констант
A.1. Уровень записей
struct { uint8 major, minor; } ProtocolVersion;
ProtocolVersion version = { 3, 1 }; /* TLS v1.0 */
enum { change_cipher_spec(20), alert(21), handshake(22),
application_data(23), (255) } ContentType;
struct { ContentType type; ProtocolVersion version; uint16 length;
opaque fragment[TLSPlaintext.length];
} TLSPlaintext;
struct { ContentType type;
ProtocolVersion version;
uint16 length;
opaque fragment[TLSCompressed.length];
} TLSCompressed;
struct { ContentType type; ProtocolVersion version; uint16 length;
select (CipherSpec.cipher_type) { case stream: GenericStreamCipher;
case block: GenericBlockCipher; } fragment;
} TLSCiphertext;
stream-ciphered struct { opaque content[TLSCompressed.length];
opaque MAC[CipherSpec.hash_size]; } GenericStreamCipher;
block-ciphered struct { opaque content[TLSCompressed.length];
opaque MAC[CipherSpec.hash_size];
uint8 padding[GenericBlockCipher.padding_length];
uint8 padding_length;
} GenericBlockCipher;
A.2. Сообщение об изменении спецификации шифра
struct { enum { change_cipher_spec(1), (255) } type;} ChangeCipherSpec;
A.3. Сообщения уведомления (Alert)
enum { warning(1), fatal(2), (255) } AlertLevel;
enum { close_notify(0),
struct { AlertLevel level; AlertDescription description; } Alert;
A.4. Протокол диалога
enum { hello_request(0), client_hello(1), server_hello(2),
} HandshakeType;
struct { HandshakeType msg_type; uint24 length;
struct { } HelloRequest;
struct { uint32 gmt_unix_time; opaque random_bytes[28]; } Random;
opaque SessionID;
uint8 CipherSuite[2];
enum { null(0), (255) } CompressionMethod;
struct { ProtocolVersion client_version; Random random;
SessionID session_id;
CipherSuite cipher_suites16-1>;
CompressionMethod compression_methods8-1>;
} ClientHello;
struct { ProtocolVersion server_version;
Random random;
SessionID session_id;
CipherSuite cipher_suite;
CompressionMethod compression_method;
} ServerHello;
A.4.2. Аутентификация сервера и сообщения обмена ключами
opaque ASN.1Cert24-1>;
struct { ASN.1Cert certificate_list24-1>;} Certificate;
enum { rsa, diffie_hellman } KeyExchangeAlgorithm;
struct { opaque RSA_modulus16-1>; opaque RSA_exponent16-1>;
} ServerRSAParams;
struct { opaque DH_p16-1>; opaque DH_g16-1>;
opaque DH_Ys16-1>; ServerDHParams;
struct { select (KeyExchangeAlgorithm) {
case diffie_hellman:
ServerDHParams params;
Signature signed_params;
case rsa:
ServerRSAParams params;
Signature signed_params; };
} ServerKeyExchange;
enum { anonymous, rsa, dsa } SignatureAlgorithm;
select (SignatureAlgorithm)
{ case anonymous: struct { };
case rsa:
digitally-signed struct {
opaque md5_hash[16];
opaque sha_hash[20]; };
case dsa:
digitally-signed struct {
opaque sha_hash[20]; };
} Signature;
enum { rsa_sign(1), dss_sign(2), rsa_fixed_dh(3), dss_fixed_dh(4), (255)} ClientCertificateType;
opaque DistinguishedName16-1>;
struct { ClientCertificateType certificate_types8-1>;
DistinguishedName certificate_authorities16-1>;
} CertificateRequest;
struct { } ServerHelloDone;
A.4.3. Аутентификация клиента и сообщения обмена ключами
struct { select (KeyExchangeAlgorithm) { case rsa: EncryptedPreMasterSecret;
case diffie_hellman: DiffieHellmanClientPublicValue; } exchange_keys;
} ClientKeyExchange;
struct { ProtocolVersion client_version; opaque random[46]; } PreMasterSecret;
struct { public-key-encrypted PreMasterSecret pre_master_secret; } EncryptedPreMasterSecret;
enum { implicit, explicit } PublicValueEncoding;
struct { select (PublicValueEncoding) { case implicit: struct {};
case explicit: opaque DH_Yc16-1>; } dh_public;
} ClientDiffieHellmanPublic;
struct { Signature signature; } CertificateVerify;
A.4.4. Завершающее сообщение диалога
struct { opaque verify_data[12]; } Finished;
A.5. Коды CipherSuite
Следующие значения определены кодами CipherSuite, используемыми в сообщениях client hello и server hello. CipherSuite определяет шифровую спецификацию, поддерживаемую в TLS версии 1.0.
TLS_NULL_WITH_NULL_NULL специфицировано и является исходным состоянием TLS-соединения во время начала диалога в канале, эта спецификация не согласуется, так как она предоставляет услуги незащищенного соединения.
CipherSuite TLS_NULL_WITH_NULL_NULL = { 0x00,0x00 };
Следующие определения CipherSuite требуют, чтобы сервер предоставлял RSA-сертификат, который можно использовать для ключевого обмена. Сервер может потребовать присылки сертификата RSA или DSS, пригодного для цифровой подписи.
| CipherSuite TLS_RSA_WITH_NULL_MD5 | = { 0x00,0x01 }; |
| CipherSuite TLS_RSA_WITH_NULL_SHA | = { 0x00,0x02 }; |
| CipherSuite TLS_RSA_EXPORT_WITH_RC4_40_MD5 | = { 0x00,0x03 }; |
| CipherSuite TLS_RSA_WITH_RC4_128_MD5 | = { 0x00,0x04 }; |
| CipherSuite TLS_RSA_WITH_RC4_128_SHA | = { 0x00,0x05 }; |
| CipherSuite TLS_RSA_EXPORT_WITH_RC2_CBC_40_MD5 | = { 0x00,0x06 }; |
| CipherSuite TLS_RSA_WITH_IDEA_CBC_SHA | = { 0x00,0x07 }; |
| CipherSuite TLS_RSA_EXPORT_WITH_DES40_CBC_SHA | = { 0x00,0x08 }; |
| CipherSuite TLS_RSA_WITH_DES_CBC_SHA | = { 0x00,0x09 }; |
| CipherSuite TLS_RSA_WITH_3DES_EDE_CBC_SHA | = { 0x00,0x0A }; |
| CipherSuite TLS_DH_DSS_EXPORT_WITH_DES40_CBC_SHA | = { 0x00,0x0B }; |
| CipherSuite TLS_DH_DSS_WITH_DES_CBC_SHA | = { 0x00,0x0C }; |
| CipherSuite TLS_DH_DSS_WITH_3DES_EDE_CBC_SHA | = { 0x00,0x0D }; |
| CipherSuite TLS_DH_RSA_EXPORT_WITH_DES40_CBC_SHA | = { 0x00,0x0E }; |
| CipherSuite TLS_DH_RSA_WITH_DES_CBC_SHA | = { 0x00,0x0F }; |
| CipherSuite TLS_DH_RSA_WITH_3DES_EDE_CBC_SHA | = { 0x00,0x10 }; |
| CipherSuite TLS_DHE_DSS_EXPORT_WITH_DES40_CBC_SHA | = { 0x00,0x11 }; |
| CipherSuite TLS_DHE_DSS_WITH_DES_CBC_SHA | = { 0x00,0x12 }; |
| CipherSuite TLS_DHE_DSS_WITH_3DES_EDE_CBC_SHA | = { 0x00,0x13 }; |
| CipherSuite TLS_DHE_RSA_EXPORT_WITH_DES40_CBC_SHA | = { 0x00,0x14 }; |
| CipherSuite TLS_DHE_RSA_WITH_DES_CBC_SHA | = { 0x00,0x15 }; |
| CipherSuite TLS_DHE_RSA_WITH_3DES_EDE_CBC_SHA | = { 0x00,0x16 }; |
/p> Следующие шифровые наборы используются для полностью анонимного обмена с применением алгоритма Diffie-Hellman, в котором ни один из партнеров не аутентифицирован. Заметим, что этот режим уязвим для атак 'посредника' (man-in-the-middle) и по этой причине неприемлем.
| CipherSuite TLS_DH_anon_EXPORT_WITH_RC4_40_MD5 | = { 0x00,0x17 }; |
| CipherSuite TLS_DH_anon_WITH_RC4_128_MD5 | = { 0x00,0x18 }; |
| CipherSuite TLS_DH_anon_EXPORT_WITH_DES40_CBC_SHA | = { 0x00,0x19 }; |
| CipherSuite TLS_DH_anon_WITH_DES_CBC_SHA | = { 0x00,0x1A }; |
| CipherSuite TLS_DH_anon_WITH_3DES_EDE_CBC_SHA | = { 0x00,0x1B }; |
Дополнительные шрифтовые наборы могут быть зарегистрированы путем публикации документа RFC, который специфицирует этот набор, включая необходимую протокольную информацию TLS, кодировку сообщений, получение предмастерных секретных кодов, симметричного шифрования, MAC-вычисления и ссылки на описания используемых алгоритмов. Редакционная комиссия RFC по своему разумению может опубликовать и неполное описание шифрового набора, если сочтет, что данное описание представляет определенный интерес.
Коды шифровых наборов { 0x00, 0x1C } и { 0x00, 0x1D } зарезервированы, чтобы избежать конфликта с наборами, базирующимися на Fortezza в SSL 3.
A.6. Параметры безопасности
Эти параметры безопасности определены протоколом диалога TLS и передаются уровню записи TLS, для того чтобы инициализировать состояние соединения. SecurityParameters включают в себя:
enum { null(0), (255) } CompressionMethod;
enum { server, client } ConnectionEnd;
enum { null, rc4, rc2, des, 3des, des40, idea }
BulkCipherAlgorithm;
enum { stream, block } CipherType;
enum { true, false } IsExportable;
enum { null, md5, sha } MACAlgorithm;
/* Алгоритмы специфицированы в CompressionMethod, BulkCipherAlgorithm и MACAlgorithm и могут быть добавлены. */
struct { ConnectionEnd entity;
BulkCipherAlgorithm bulk_cipher_algorithm;
CipherType cipher_type;
uint8 key_size;
uint8 key_material_length;
IsExportable is_exportable;
MACAlgorithm mac_algorithm;
uint8 hash_size;
CompressionMethod compression_algorithm;
opaque master_secret[48];
opaque client_random[32];
opaque server_random[32];
} SecurityParameters;
B. Словарь
| Протокол приложения | Протокол приложения является протоколом, который функционирует поверх транспортного уровня (напр., TCP/IP). Среди примеров можно назвать HTTP, TELNET, FTP и SMTP. |
| Асимметричный шифр | Смотри криптографию с общедоступным ключом |
| Аутентификация | Аутентификация - это механизм, который предоставляет возможность одному партнеру идентифицировать другого партнера |
| Блочный шифр | Блочный шифр - это алгоритм, который работает с фиксированными группами битов открытого текста, называемых блоками. 64 бита - обычный размер блока |
| Массовый шифр | Алгоритм симметричного шифрования, используемый для кодирования больших объемов данных. |
| Цепочный блок-шифр (CBC) | CBC является режимом, в котором каждый блок исходного текста закодированного блочным шифром сначала объединяется с предыдущим зашифрованным блоком с помощью исключающего ИЛИ (или в случае первого блока, с вектором инициализации). При дешифровании каждый блок сначала дешифруется, а затем объединяется с предыдущим зашифрованным блоком с помощью исключающего ИЛИ (или IV). |
| Сертификат | В качестве части протокола X.509, сертификаты выдаются проверенным провайдером (Certificate Authority) и обеспечивают строгую связь между идентичностью партнера, содержат некоторые другие атрибуты, а также общедоступный ключ |
| Клиент | Субъект, который инициирует TLS-соединение с сервером. Различие между сервером и клиентом заключается в том, что сервер обычно является аутентифицированным, в то время как клиент может быть аутентифицирован только опционно. |
| Ключ записи клиента | Ключ, используемый клиентом для шифрования записываемых данных. |
| Секретный код MAC записи клиента | Секретные данные, используемые для аутентификации информации, которую пишет клиент. |
| Соединение | Соединение - это транспортная среда (согласно определению модели OSI), которая предоставляет приемлемый тип услуг. Для TLS, такие соединения служат для установления канала между партнерами. Соединения прозрачны. Каждое соединение сопряжено с одной сессией. |
| Стандарт шифрования данных DES (Data Encryption Standard) | DES является широко используемым алгоритмом симметричного шифрования. DES представляет собой блочный шифр с 56 битным ключом и размером блока в 8 байтов. Заметим, что в TLS, для целей генерации ключей, DES рассматривается как имеющий 8-байтовую длину ключа (64 бита), но при этом обеспечивает безопасность на уровне 56 бит. (Младший бит каждого ключевого байта устанавливается с учетом формирования определенной четности каждого ключевого байта). DES может также работать в режиме, где используется три независимых ключа и три шифрования для каждого блока данных; при этом ключ имеет длину 168 бит (24 байта в методе генерации ключей TLS) и обеспечивает безопасность, соответствующую 112 битам. [DES], [3DES] |
| Стандарт цифровой подписи DSS (Digital Signature Standard) | Стандарт цифровой подписи, включая алгоритм цифровой подписи DSA, одобренный национальным институтом стандартов и технологии США, определенный в NIST FIPS PUB 186, "Digital Signature Standard," май, 1994. [DSS] |
| Цифровая подпись | Цифровые подписи используют криптографию с общедоступным ключом и однопроходные хэш-функции, для того чтобы аутентифицировать подписанные данные и гарантировать их целостность. |
| Диалог | Начальное согласование между клиентом и сервером, которое позволяет определить параметры транзакции. |
| Вектор инициализации (IV) | Когда используется блочный шифр в режиме CBC, перед шифрованием вектор инициализации объединяется с первым блоком исходного текста с помощью операции исключающее ИЛИ. |
| IDEA | 64-битовый блочный шифр, разработанный Xuejia Lai и James Massey. [IDEA] |
| Код аутентификации сообщения (MAC) | Код аутентификации сообщения представляет собой однопроходный хэш, вычисленный для сообщения и некоторых секретных данных. Его трудно взломать без знания секретных данных. Его целью является определение того, было ли сообщение модифицировано при транспортировке. |
| Мастерный секретный код | Безопасные секретные данные, используемые для генерации ключей шифрования, секретных кодов MAC и IV. |
| MD5 | MD5 представляет собой безопасную хэш-функцию, которая преобразует поток данных произвольного размера в дайджест фиксированного размера (16 байт). [MD5] |
| Криптография с общедоступным ключом | Класс криптографических методов, использующих двух-ключевой шифр. Сообщения, зашифрованные с помощью общедоступного ключа, могут быть дешифрованы посредством ассоциированного с ним секретного ключа. Сообщения, подписанные с помощью секретного ключа могут быть верифицированы посредством общедоступного ключа. |
| Однопроходная хэш-функция | Однопроходное преобразование, которое конвертирует произвольное количество данных в хэш фиксированной длины. С вычислительной точки зрения трудно осуществить обратное преобразование. MD5 и SHA представляют собой примеры однопроходных хэш-функций. |
| RC2 | Блочный шифр, разработанный Ron Rivest в компании RSA Data Security, Inc. [RSADSI] и описанный в [RC2]. |
| RC4 | Поточный шифр, лицензированный компанией RSA Data Security [RSADSI]. Совместимый шифр описан в [RC4]. |
| RSA | Очень широко используемый алгоритм шифрования с общедоступным ключом, который может быть использован для шифрования или цифровой подписи. [RSA] |
| salt | Несекретные случайные данные, используемые для того, чтобы сделать передаваемые ключи шифрования более устойчивыми против атак. |
| Сервер | Сервер - это субъект, который реагирует на запросы клиента по установлению соединения. |
| Сессия | Сессия TLS - это ассоциация клиента и сервера. Сессия создается с помощью протокола диалога. Сессия определяет набор криптографических параметров, которые могут использоваться несколькими соединениями. Сессия служит для того, чтобы избежать издержек, связанных с согласованием параметров безопасности каждого соединения. |
| Идентификатор сессии | Идентификатор сессии представляет собой код, генерируемый сервером для того, чтобы идентифицировать конкретную сессию. |
| Ключ записи сервера | Ключ, используемый сервером для записи шифрованных данных. |
| Секретный код MAC записи сервера | Секретные данные, используемые для аутентификации информации, записанной сервером. |
| SHA (Secure Hash Algorithm) | Алгоритм SHA описан в FIPS PUB 180-1. Он формирует дайджест размером 20-байт. Заметим, что все ссылки на SHA в действительности содержат модифицированный алгоритм SHA-1. [SHA] |
| SSL (Secure Socket Layer) | Протокол Netscape SSL [SSL3]. TLS базируется на версии SSL 3.0 |
| Поточный шифр | Алгоритм шифрования, который преобразует ключ в поток криптографически устойчивых данных, которые объединяются с исходным текстом с помощью операции исключающее ИЛИ |
| Симметричный шифр | Смотри массовый шифр. |
| Безопасность транспортного уровня TLS (Transport Layer Security) | Данный протокол; а также рабочая группа Transport Layer Security комиссии Internet Engineering Task Force (IETF). |
/p>
C. Определения CipherSuite
| CipherSuite | Is key Exportable Exchange | Шифр | Хэш |
| TLS_NULL_WITH_NULL_NULL | * NULL | NULL | NULL |
| TLS_RSA_WITH_NULL_MD5 | * RSA | NULL | MD5 |
| TLS_RSA_WITH_NULL_SHA | * RSA | NULL | SHA |
| TLS_RSA_EXPORT_WITH_RC4_40_MD5 | * RSA_EXPORT | RC4_40 | MD5 |
| TLS_RSA_WITH_RC4_128_MD5 | RSA | RC4_128 | MD5 |
| TLS_RSA_WITH_RC4_128_SHA | RSA | RC4_128 | SHA |
| TLS_RSA_EXPORT_WITH_RC2_CBC_40_MD5 | * RSA_EXPORT | RC2_CBC_40 | MD5 |
| TLS_RSA_WITH_IDEA_CBC_SHA | RSA | IDEA_CBC | SHA |
| TLS_RSA_EXPORT_WITH_DES40_CBC_SHA | * RSA_EXPORT | DES40_CBC | SHA |
| TLS_RSA_WITH_DES_CBC_SHA | RSA | DES_CBC | SHA |
| TLS_RSA_WITH_3DES_EDE_CBC_SHA | RSA | 3DES_EDE_CBC | SHA |
| TLS_DH_DSS_EXPORT_WITH_DES40_CBC_SHA | * DH_DSS_EXPORT | DES40_CBC | SHA |
| TLS_DH_DSS_WITH_DES_CBC_SHA | DH_DSS | DES_CBC | SHA |
| TLS_DH_DSS_WITH_3DES_EDE_CBC_SHA | DH_DSS | 3DES_EDE_CBC | SHA |
| TLS_DH_RSA_EXPORT_WITH_DES40_CBC_SHA | * DH_RSA_EXPORT | DES40_CBC | SHA |
| TLS_DH_RSA_WITH_DES_CBC_SHA | DH_RSA | DES_CBC | SHA |
| TLS_DH_RSA_WITH_3DES_EDE_CBC_SHA | DH_RSA | 3DES_EDE_CBC | SHA |
| TLS_DHE_DSS_EXPORT_WITH_DES40_CBC_SHA | * DHE_DSS_EXPORT | DES40_CBC | SHA |
| TLS_DHE_DSS_WITH_DES_CBC_SHA | DHE_DSS | DES_CBC | SHA |
| TLS_DHE_DSS_WITH_3DES_EDE_CBC_SHA | DHE_DSS | 3DES_EDE_CBC | SHA |
| TLS_DHE_RSA_EXPORT_WITH_DES40_CBC_SHA | * DHE_RSA_EXPORT | DES40_CBC | SHA |
| TLS_DHE_RSA_WITH_DES_CBC_SHA | DHE_RSA | DES_CBC | SHA |
| TLS_DHE_RSA_WITH_3DES_EDE_CBC_SHA | DHE_RSA | 3DES_EDE_CBC | SHA |
| TLS_DH_anon_EXPORT_WITH_RC4_40_MD5 | * DH_anon_EXPORT | RC4_40 | MD5 |
| TLS_DH_anon_WITH_RC4_128_MD5 | DH_anon | RC4_128 | MD5 |
| TLS_DH_anon_EXPORT_WITH_DES40_CBC_SHA | DH_anon | DES40_CBC | SHA |
| TLS_DH_anon_WITH_DES_CBC_SHA | DH_anon | DES_CBC | SHA |
| TLS_DH_anon_WITH_3DES_EDE_CBC_SHA | DH_anon | 3DES_EDE_CBC | SHA |
| Алгоритм ключевого обмена | Описание | Ограничение на размер ключа |
| DHE_DSS | Ephemeral DH with DSS signatures | None |
| DHE_DSS_EXPORT | Ephemeral DH with DSS signatures | DH = 512 bits |
| DHE_RSA | Ephemeral DH with RSA signatures | None |
| DHE_RSA_EXPORT | Ephemeral DH with RSA signatures | DH = 512 bits, RSA = none |
| DH_anon | Anonymous DH, no signatures | None |
| DH_anon_EXPORT | Anonymous DH, no signatures | DH = 512 bits |
| DH_DSS | DH with DSS-based certificates | None |
| DH_DSS_EXPORT | DH with DSS-based certificates | DH = 512 bits |
| DH_RSA | DH with RSA-based certificates | None |
| DH_RSA_EXPORT | DH with RSA-based certificates | DH = 512 bits, RSA = none |
| NULL | Отсутствие ключевого обмена | N/A |
| RSA | Ключевой обмен RSA | None |
| RSA_EXPORT | Ключевой обмен RSA | RSA = 512 бит |
/p> Ограничение на размер ключа характеризуют максимальную длину ключевого общедоступного кода, который может быть легально использован в экспортируемом шифровом наборе.
| Шифр | Тип | материал | Расширенный ключевой материал |
Эффективное число бит в ключе |
Размер IV |
Размер блока |
| NULL * | Поток | 0 | 0 | 0 | 0 | N/A |
| IDEA_CBC | Блок | 16 | 16 | 128 | 8 | 8 |
| RC2_CBC_40 * | Блок | 5 | 16 | 40 | 8 | 8 |
| RC4_40 * | Поток | 5 | 16 | 40 | 0 | N/A |
| RC4_128 | Поток | 16 | 16 | 128 | 0 | N/A |
| DES40_CBC * | Блок | 5 | 8 | 40 | 8 | 8 |
| DES_CBC | Блок | 8 | 8 | 56 | 8 | 8 |
| 3DES_EDE_CBC | Блок | 24 | 24 | 168 | 8 | 8 |
D. Замечания о реализации
D.1. Временные ключи RSA
Экспортные ограничения США устанавливает верхний предел длины ключей RSA равный 512 битам, но не вводят ограничений на размер RSA ключей, используемых для цифровых подписей. Часто нужны сертификаты длиннее 512 бит, так как 512-битные RSA ключи не достаточно безопасны для особо важных транзакций или для приложений требующих долговременной безопасности. Некоторые сертификаты предназначены исключительно для цифровых подписей и не могут использоваться для ключевого обмена.
Когда общедоступный ключ в сертификате не может быть использован для шифрования, сервер подписывает временный RSA-ключ, который затем пересылается. В экспортируемых приложениях, временный RSA-ключ должен иметь максимально возможную длину (т.e., 512 бит). Так как 512-битовые RSA-ключи имеют относительно низкую безопасность, они должны часто заменяться. Для обычных коммерческих применений предлагается, чтобы ключи заменялись ежедневно или после каждых 500 транзакций, или даже чаще, если это возможно. Заметим, что, так как допускается многократное использование временного ключа, он должен каждый раз при использовании подписываться.
Генерация ключа RSA является трудоемким процессом. Во многих случаях, процессу формирования ключа может быть приписан низкий фоновый приоритет. Как только сформирован новый ключ, старый временный ключ может быть заменен.
D.2. Генерация псевдослучайных чисел и стартовые коды (Seeding)
TLS требует наличия криптографически безопасного генератора псевдослучайных чисел (PRNG). Должны быть приняты меры для формирования стартовых кодов такого PRNG. Доступны генераторы PRNG, базирующиеся на безопасных хэш операциях, например, MD5 и/или SHA, но они не могут предоставить большую безопасность, чем та, которая определяется размером псевдослучайного генерируемого числа. (Например: генератор, базирующийся на MD5 обычно гарантирует безопасность на уровне 128 бит.)
Чтобы оценить необходимую длину порождающего кода, следует добавить несколько битов непредсказуемой информации к каждому байту порождающего кода. Например: времена нажатия клавиш, полученные от стандартного 18.2 кГц PC таймера, может бать 1-2 безопасных бита, но в любом случае размер этого кода должен быть не менее 16 бит. В качестве порождающего кода для 128-битового генератора PRNG может потребоваться приблизительно 100 таких таймерных кодов.
Функции порождающих кодов в RSAREF и в версиях BSAFE до 3.0 не имеют порядковой зависимости. Например: если предоставлены 1000 бит порождающего кода, по одному за раз в результате 1000 обращений к этой функции, PRNG окажется в состоянии, которое зависит только от числа 0 или 1 в порождающем коде (т.e., имеется 1001 возможных конечных состояний). Приложения, использующие BSAFE или RSAREF должны предпринимать дополнительные меры для обеспечения нужных порождающих кодов. Это может быть осуществлено путем накопления битов порождающего кода в буфере и обработки их как целое. Нужно только учитывать, что такие меры могут создать автокорреляции кодов.
D.3. Сертификаты и аутентификация
За верификацию целостности сертификата отвечает приложение, оно должно также поддерживать аннулирование сообщений, содержащих сертификат. Сертификаты должны всегда верифицироваться, чтобы гарантировать корректность подписи (СА). Выбор и добавление доверительных провайдеров сертификатов (СА) следует делать осмотрительно. Пользователи должны иметь возможность просмотреть информацию о сертификате и корневом провайдере сертификатов (CA).
D.4. Шифровые наборы
TLS поддерживает широкий диапазон размеров ключей и уровней безопасности, включая те, которые предоставляют минимальную или никакой безопасности. Корректная реализация не будет поддерживать много шифровых наборов. Например: 40-битовое шифрование легко ломается, поэтому приложения, требующие надежной безопасности, не должны разрешать применение 40-битовых ключей. Аналогично, анонимный алгоритм Diffie-Hellman не надежен, так как уязвим для атак 'посредников' (man-in-the-middle). Приложения должны накладывать также ограничения на минимальный и максимальный размер ключей. Например: сертификатные цепочки, содержащие 512-битные ключи RSA или подписи не могут считаться удовлетворительными для задач, требующих высокой безопасности.
E. Совместимость с SSL
По историческим причинам и для того чтобы избежать использования резервных номеров портов, прикладные протоколы, безопасность которых обеспечивается с помощью TLS 1.0, SSL 3.0, и SSL 2.0 часто используют один и тот же порт. Например: протокол HTTPS (HTTP с обеспечением безопасности за счет SSL или TLS) использует порт 443 вне зависимости от того, какой протокол безопасности применен. Таким образом, должен быть определен некоторый механизм согласования применения тех или иных протоколов.
TLS версии 1.0 и SSL 3.0 очень схожи. Клиенты TLS, которые желают согласовать применение SSL 3.0, должны посылать серверу сообщения client hello, используя формат записей SSL 3.0 и посылая {3, 1} в поле версии (TLS 1.0). Если сервер поддерживает только SSL 3.0, он откликнется server hello SSL 3.0. Если же он поддерживает TLS, то пришлет отклик TLS server hello. Дальнейшее согласование будет продолжено согласно с выбранным протоколом.
Аналогично, TLS-сервер, который хочет работать с клиентами SSL 3.0, должен воспринимать сообщения SSL 3.0 client hello и реагировать на server hello, если получено SSL 3.0 client hello с полем версии равным {3, 0}, означающим, что клиент не поддерживает TLS.
Всякий раз, когда клиент уже знает верхний протокол, известный серверу (например, когда возобновляется сессия), он должен инициировать соединение в рамках этого протокола.
Клиенты TLS 1.0, которые поддерживают работу с серверами SSL версии 2.0, должны посылать сообщения client hello SSL версии 2.0 [SSL2]. Серверы TLS должны воспринимать любой формат client hello, если они хотят поддерживать работу с клиентами SSL 2.0, на том же порту соединения. Единственное отклонение спецификации от версии 2.0 является возможность специфицировать версию со значением три и поддерживать больше шифровых типов в CipherSpec.
Возможность посылать сообщения client hello версии 2.0 следует исключить из употребления так быстро, как это возможно. Разработчики должны предпринять все меры, чтобы ускорить эти работы. Версия 3.0 предоставляет лучшие механизмы для введения новых версий.
Следующие шифровые спецификации являются переходными от SSL версии 2.0. Они предполагают использования RSA для ключевого обмена и аутентификации.
| V2CipherSpec TLS_RC4_128_WITH_MD5 | = { 0x01,0x00,0x80 }; |
| V2CipherSpec TLS_RC4_128_EXPORT40_WITH_MD5 | = { 0x02,0x00,0x80 }; |
| V2CipherSpec TLS_RC2_CBC_128_CBC_WITH_MD5 | = { 0x03,0x00,0x80 }; |
| V2CipherSpec TLS_RC2_CBC_128_CBC_EXPORT40_WITH_MD5 | = { 0x04,0x00,0x80 }; |
| V2CipherSpec TLS_IDEA_128_CBC_WITH_MD5 | = { 0x05,0x00,0x80 }; |
| V2CipherSpec TLS_DES_64_CBC_WITH_MD5 | = { 0x06,0x00,0x40 }; |
| V2CipherSpec TLS_DES_192_EDE3_CBC_WITH_MD5 | = { 0x07,0x00,0xC0 }; |
V2CipherSpec (see TLS name) = { 0x00, CipherSuite };
E.1. Hello клиента версия 2
Сообщение client hello версии 2. 0 представлены ниже. Истинные определения предполагаются совпадающими со спецификацией SSL версии 2.0.
uint8 V2CipherSpec[3];
struct { uint8 msg_type;
Version version;
uint16 cipher_spec_length;
uint16 session_id_length;
uint16 challenge_length;
V2CipherSpec cipher_specs[V2ClientHello.cipher_spec_length];
opaque session_id[V2ClientHello.session_id_length];
Random challenge;
} V2ClientHello;
| msg_type | Это поле, в сочетании с полем версии, идентифицирует сообщение client hello версии 2. Значение поля должно быть равно единице (1). |
| Version | Высшее значение версии протокола, поддерживаемое клиентом (равно ProtocolVersion.version, смотри приложение A.1). |
| cipher_spec_length | Это поле равно полной длине поля cipher_specs. Оно не может быть равно нулю и должно быть кратным длине V2CipherSpec (3). |
| session_id_length | Это поле должно иметь значение нуль или 16. Если равно нулю, клиент формирует новую сессию. Если равно 16, поле session_id будет содержать 16 байт идентификации сессии. |
| challenge_length | Длина в байтах обращения клиента к серверу, чтобы аутентифицировать себя. Это значение должно равняться 32. |
| cipher_specs | Это список всех CipherSpecs, которые клиент хочет и может использовать. Здесь должна быть по крайней мере одна спецификация CipherSpec, приемлемая для сервера. |
| session_id | Если длина этого поля не равна нулю, оно будет содержать идентификатор сессии, которую клиент хочет возобновить. |
| Challenge | Обращение клиента к серверу с целью идентификации самого себя. Его значение представляет собой псевдослучайное число произвольной длины. Сервер TLS проверяет обращение клиента, чтобы получить данные ClientHello.random (дополненные лидирующими нулями, если это нужно), как это специфицировано в данном протоколе. Если длина обращения больше чем 32 байта, то используются только последние 32 байта. Допускается (но не обязательно) для сервера V3 отклонять V2 ClientHello, которые имеют меньше 16 байтов обращения клиента. |
/p> Запросы возобновления TLS- сессии должны использовать сообщение TLS client hello.
E.2. Избежание атак понижения версии посредником (man-in-the-middle)
Когда клиенты TLS возвращаются к режиму совместимости с версией 2.0, они должны использовать специальное форматирование блоков PKCS #1. Это сделано так, что TLS-серверы будут отклонять сессии версии 2.0 с совместимыми TLS-клиентами.
Когда клиенты TLS работают в режиме совместимости с версией 2.0, они устанавливают правые случайные 8 байт (менее значимые) заполнителя PKCS (исключая завершающий нулевой заполнитель) для RSA-шифрования поля ENCRYPTED-KEY-DATA CLIENT-MASTER-KEY, равными 0x03 (остальные байты заполнителя содержат произвольные случайные значения). После дешифрования поля ENCRYPTED-KEY-DATA, серверы, которые получают блоки, заполненные по такой схеме, продолжают свою работу обычным образом.
F. Анализбезопасности
Протокол TLS создан для того, чтобы установить безопасное соединение между клиентом и сервером через канал не гарантирующий безопасность. В данном документе делаются несколько традиционных предположений, включая то, что атакующие имеют достаточно большие вычислительные ресурсы и не могут получить секретную информацию из источников, помимо протокольных. Предполагается, что атакующий может перехватить, модифицировать, уничтожать и подменить сообщения, посланные по коммуникационному каналу.
F.1. Протокол диалога
Протокол диалога несет ответственность за выбор CipherSpec и генерацию мастерного секретного кода (Master Secret), которые вместе являются первичными криптографическими параметрами, сопряженными с безопасной сессией. Протокол диалога может также аутентифицировать партнеров, которые имеют сертификаты, подписанные пользующимся доверием провайдером сертификатов.
F.1.1. Аутентификация и обмен ключами
TLS поддерживает три режима аутентификации: аутентификация обоих партнеров, аутентификация сервера не аутентифицированным клиентом, и полностью анонимная. Всякий раз, когда сервер аутентифицирован, канал безопасен со стороны атак 'посредника' (man-in-the-middle), по анонимные сессии полностью беззащитны для такого рода атак. Анонимные серверы не могут аутентифицировать клиентов. Если сервер аутентифицирован, его сообщение сертификата должно предоставить корректную сертификационную цепочку, ведущую к приемлемому провайдеру сертификатов. Аналогично, аутентифицированные клиенты должны предоставить приемлемый сертификат серверу. Каждый партнер ответственен за верификацию сертификата противоположной стороны, за его пригодность.
Общей целью процесса ключевого обмена является формирование pre_master_secret, известного партнерами обмена, но неизвестного хакерам. Код pre_master_secret будет использован для генерации master_secret (смотри раздел 8.1). Код master_secret необходим, чтобы сформировать сообщения верификации сертификата, шифровальных ключей, секретных кодов MAC финального сообщения (смотри разделы 7.4.8, 7.4.9 и 6.3). Путем посылки корректного финального сообщения (finished) партнеры подтверждают то, что они знают правильное значение pre_master_secret.
F.1.1.1. Анонимный обмен ключами
Полностью анонимные сессии могут быть реализованы с помощью ключевого обмена на основе алгоритмов RSA или Diffie-Hellman. При анонимном RSA, клиент шифрует pre_master_secret с помощью не сертифицированного общедоступного ключа сервера, полученного из его сообщения ключевого обмена. Результат посылается в сообщении ключевого обмена клиента. Так как злоумышленники не знают секретного ключа сервера, практически не реально для них дешифровать pre_master_secret. Заметим, что анонимные шифровые RSA-наборы в данном документе не определены.
В случае алгоритма Diffie-Hellman, общедоступные параметры сервера содержатся в его сообщении ключевого обмена, а параметры клиента посылаются в его сообщении ключевого обмена. Злоумышленники, которые не знают секретных ключей, не способны выполнить вычисления согласно алгоритму Diffie-Hellman и получить правильный результат (т.e. pre_master_secret).
Полностью анонимные соединения предоставляют защиту только против пассивных видов атак. Если только не используется надежно защищенный канал, позволяющий проверку того, что финальное сообщение не подменено злоумышленником, в ситуациях, где возможна активная атака 'посредника' (man-in-the-middle) необходима аутентификация сервера.
F.1.1.2. Обмен ключами по схеме RSA с аутентификацией
В случае RSA, ключевой обмен и аутентификация сервера совмещаются. Общедоступный ключ может содержаться в сертификате сервера или быть временным RSA-ключом, посланным в сообщении ключевого обмена сервера. Когда используются временные RSA-ключи, они подписываются сертификатом сервера RSA или DSS. Подпись включает текущее значение ClientHello.random, поэтому старые подписи и временные ключи не могут быть повторно использованы. Серверы могут использовать одиночный временный RSA-ключ для нескольких сессий.
Опция временного ключа RSA полезна, если серверы нуждаются в больших сертификатах, но вынуждены соглашаться с правительственными регламентациями для размеров ключей при ключевом обмене.
После проверки сертификата сервера, клиент шифрует pre_master_secret с помощью общедоступного ключа сервера. В случае успешной дешифровки pre_master_secret и выработки корректного финального сообщения, сервер демонстрирует, что он знает секретный ключ, соответствующий его сертификату.
Когда RSA используется для ключевого обмена, клиенты аутентифицируются, используя сообщение верификации сертификата (смотри раздел 7.4.8). Клиент подписывает значение, полученное из master_secret и все предыдущие сообщения диалога. Эти сообщения диалога включают сертификат сервера, который связывает подпись с сервером, и ServerHello.random, связывающий подпись с текущим процессом диалога.
F.1.1.3. Обмен ключами по схеме Diffie-Hellman с аутентификацией
Когда используется пересылка ключей по схеме Diffie-Hellman, сервер может либо предоставить сертификат, содержащий фиксированные параметры Diffie-Hellman, либо использовать сообщение ключевого обмена сервера, чтобы послать набор временных параметров, подписанных сертификатом DSS или RSA. Временные параметры хэшируются со значениями hello.random до формирования подписи, чтобы гарантировать, что злоумышленник не сможет воспользоваться старыми параметрами. В любом случае клиент может проверить сертификат или подпись, чтобы убедиться в том, что параметры принадлежат серверу.
Если клиент имеет сертификат, содержащий фиксированные параметры Diffie-Hellman, его сертификат содержит информацию, необходимую для ключевого обмена. Заметим, что в этом случае клиент и сервер получат один и тот же результат (т.e., pre_master_secret) каждый раз, когда они обмениваются информацией. Чтобы предотвратить пребывание в памяти pre_master_secret дольше, чем это требуется, этот код должен быть, как можно быстрее преобразован в master_secret. Параметры клиента Diffie-Hellman должны быть совместимыми с теми, что поставляются сервером для ключевого обмена.
Если клиент имеет стандартный сертификат DSS или RSA или он не аутентифицирован, тогда клиент посылает набор временных параметров серверу в сообщении ключевого обмена клиента, затем опционно использует сообщение верификации сертификата, чтобы аутентифицировать себя.
F.1.2. Атаки понижения версии
Так как TLS содержит существенные улучшения по сравнению с SSL версии 2.0, атакующие могут попытаться создавать TLS-совместимых клиентов и серверов, чтобы вернуться к версии 2.0. Эта атака может произойти, если (и только если) два TLS-совместимых партнера используют диалог в SSL 2.0.
Хотя решение, использующее неслучайное заполнение сообщения блока PKCS #1 типа 2, не является красивым, оно предоставляет безопасный путь для серверов версии 3.0, чтобы заметить такую атаку. Это решение не безопасно по отношению злоумышленников, которые могут попытаться подсунуть ключ и осуществить подмену сообщения ENCRYPTED-KEY-DATA, содержащего тот же ключ (но с нормальным заполнителем) до момента истечения порога ожидания, заданного приложением. Партнеры, озабоченные атаками этого типа, никогда не должны использовать 40-битовые ключи шифрования. Вариация заполнителя младших 8 байт PKCS не увеличивает безопасности, так как это просто эквивалентно увеличению размера входного блока на 8 байт.
F.1.3. Регистрация атак против протокола диалога
Атакующий может попытаться повлиять на диалоговый обмен, чтобы заставить партнеров выбрать другой алгоритм шифрования, отличный от того, который бы они выбрали сами. Так как многие реализации будут поддерживать 40-битовое экспортное шифрование, а некоторые могут даже поддерживать отсутствие шифрования или алгоритмы MAC, возможность такой атаки должна всегда учитываться.
Для этой атаки злоумышленник должен активно изменить одно или более сообщений диалога. Если это произойдет, клиент и сервер вычислят разные значения для хэшей сообщения диалога. В результате, партнеры не воспримут друг от друга финальные сообщения. Без master_secret, злоумышленник не может восстановить финальные сообщения, таким образом, факт атаки будет раскрыт.
F.1.4. Возобновляемые сессии
Когда соединение установлено путем возобновления сессии, новые значения ClientHello.random и ServerHello.random хэшируются вместе с master_secret сессии. Если установлено, что код master_secret не поврежден и что хэш-операции, использованные для получения ключей и секретных кодов MAC также безопасны, то соединение можно считать безопасным и независимым от предыдущих соединений. Атакующие не могут использовать известные ключи шифрования или секретные коды MAC, для того, чтобы скомпрометировать master_secret без нарушения исполнения операций хэширования.
Сессии не могут возобновляться, если только клиент и сервер не хотят этого. Если любой из партнеров подозревает, что сессия скомпрометирована, или что сертификаты не действительны, он должен потребовать полного диалога. Для верхнего предела времени жизни идентификатора сессии предлагается значение 24 часа, так как атакующий, получивший значение master_secret может подменить скомпрометированного партнера пока сохраняется старое значение ID-сессии. Приложения, которые могут работать в относительно небезопасной среде не должны записывать ID-сессии в постоянную память.
F.1.5. MD5 и SHA
TLS использует хэш-функции весьма консервативно. Где возможно, как MD5, так и SHA используются вместе для того, чтобы не катастрофические дефекты в одном алгоритме не приводили к разрушения всего протокола.
F.2. Защита прикладных данных
Код master_secret кэшируется с помощью ClientHello.random и ServerHello.random, чтобы получить уникальные ключи для шифрования данных и секретные коды MAC для каждого соединения. Исходящие данные перед посылкой защищаются с помощью MAC. Для того чтобы исключить атаки, связанные с модификаций или воспроизведения сообщений, из секретного кода MAC вычисляется MAC, номер по порядку, длина сообщения, содержимое сообщения и две фиксированные символьные строки. Поле типа сообщения необходимо, чтобы гарантировать то, что сообщения, предназначенные для одного клиента слоя записи TLS, не будут переадресованы другому. Номер по порядку гарантирует, что попытки уничтожить или поменять порядок сообщений будут детектированы. Так как номера по порядку имеют 64 бита, они не могут быть переполнены. Сообщения от одного партнера не могут быть вставлены в выходные сообщения другого, так как они используют независимые секретные коды MAC. Аналогично, ключи записи сервера и клиента независимы, так что ключи поточных шифров используются только раз.
Если атакующий расколол ключ шифрования, все сообщения, зашифрованные этим ключом, могут быть прочитаны. Аналогично, раскрытие ключа MAC может сделать возможной атаку, сопряженную с модификацией передаваемых сообщений. Так как MAC зашифрован, атаки модификации сообщений требуют также взлома и алгоритма шифрования.
Секретные коды MAC могут быть больше, чем ключи шифрования, поэтому сообщения могут оставаться устойчивы против повреждений, даже если взломаны ключи шифрования.
G. Патентное заявление
Следует иметь в виду, что применение ряда алгоритмов ограничено действующими патентами. К их числу относятся, например, SSL (патент США No. 5,657,390; Netscape). Существуют ограничения на коммерческое использование алгоритма RSA (RSA Data Security, Inc.). Политика компании Netscape в этой области достаточно либеральна.
Ссылки
| [3DES] | W. Tuchman, "Hellman Presents No Shortcut Solutions To DES," IEEE Spectrum, v. 16, n. 7, July 1979, pp40-41. |
| [BLEI] | Bleichenbacher D., "Chosen Ciphertext Attacks against Protocols Based on RSA Encryption Standard PKCS #1" in Advances in Cryptology -- CRYPTO'98, LNCS vol. 1462, pages: 1--12, 1998. |
| [DES] | ANSI X3.106, "American National Standard for Information Systems-Data Link Encryption," American National Standards Institute, 1983. |
| [DH1] | W. Diffie and M. E. Hellman, "New Directions in Cryptography," IEEE Transactions on Information Theory, V. IT-22, n. 6, Jun 1977, pp. 74-84. |
| [DSS] | NIST FIPS PUB 186, "Digital Signature Standard," National Institute of Standards and Technology, U.S. Department of Commerce, May 18, 1994. |
| [FTP] | Postel J., and J. Reynolds, "File Transfer Protocol", STD-9, RFC-959, October 1985. |
| [HTTP] | Berners-Lee, T., Fielding, R., and H. Frystyk, "Hypertext Transfer Protocol -- HTTP/1.0", RFC-1945, May 1996. |
| [HMAC] | Krawczyk, H., Bellare, M., and R. Canetti, "HMAC: Keyed-Hashing for Message Authentication," RFC-2104, February 1997. |
| [IDEA] | X. Lai, "On the Design and Security of Block Ciphers," ETH Series in Information Processing, v. 1, Konstanz: Hartung-Gorre Verlag, 1992. |
| [MD2] | Kaliski, B., "The MD2 Message Digest Algorithm", RFC-1319, April 1992. |
| [MD5] | Rivest, R., "The MD5 Message Digest Algorithm", RFC-1321, April 1992. |
| [PKCS1] | RSA Laboratories, "PKCS #1: RSA Encryption Standard," version 1.5, November 1993. |
| [PKCS6] | RSA Laboratories, "PKCS #6: RSA Extended Certificate Syntax Standard," version 1.5, November 1993. |
| [PKCS7] | RSA Laboratories, "PKCS #7: RSA Cryptographic Message Syntax Standard," version 1.5, November 1993. |
| [PKIX] | Housley, R., Ford, W., Polk, W. and D. Solo, "Internet Public Key Infrastructure: Part I: X.509 Certificate and CRL Profile", RFC-2459, January 1999. |
| [RC2] | Rivest, R., "A Description of the RC2(r) Encryption Algorithm", RFC 2268, January 1998. |
| [RC4] | Thayer, R. and K. Kaukonen, A Stream Cipher Encryption Algorithm, Work in Progress. |
| [RSA] | R. Rivest, A. Shamir, and L. M. Adleman, "A Method for Obtaining Digital Signatures and Public-Key Cryptosystems," Communications of the ACM, v. 21, n. 2, Feb 1978, pp. 120-126. |
| [RSADSI] | Contact RSA Data Security, Inc., Tel: 415-595-8782 |
| [SCH] | B. Schneier. Applied Cryptography: Protocols, Algorithms, and Source Code in C, Published by John Wiley & Sons, Inc. 1994. |
| [SHA] | NIST FIPS PUB 180-1, "Secure Hash Standard," National Institute of Standards and Technology, U.S. Department of Commerce, Work in Progress, May 31, 1994. |
| [SSL2] | Hickman, Kipp, "The SSL Protocol", Netscape Communications Corp., Feb 9, 1995. |
| [SSL3] | A. Frier, P. Karlton, and P. Kocher, "The SSL 3.0 Protocol", Netscape Communications Corp., Nov 18, 1996. |
| [TCP] | Postel, J., "Transmission Control Protocol," STD-7, RFC 793, September 1981. |
| [TEL] | Postel J., and J. Reynolds, "Telnet Protocol Specifications", STD-8, RFC-854, May 1993. |
| [TEL] | Postel J., and J. Reynolds, "Telnet Option Specifications", STD-8, RFC-855, May 1993. |
| [X509] | CCITT. Recommendation X.509: "The Directory - Authentication Framework". 1988. |
| [XDR] | R. Srinivansan, Sun Microsystems, RFC-1832: XDR: External Data Representation Standard, August 1995. |
http://www.imc.org/ietf-tls/mail-archive/
Протокол туннелей на сетевом уровне L(LP)
4.4.1.3 Протокол туннелей на сетевом уровне L2 (L2TP)
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
1.0. Введение
Протокол PPP [RFC1661] определяет механизм инкапсуляции для транспортировки мультипротокольных пакетов для соединений точка-точка сетевого уровня L2. Обычно, пользователь получает соединение L2 с сервером доступа NAS (Network Access Server) посредством одной из следующих технологий: посредством модема через коммутируемую телефонную сеть, ISDN, ADSL, и т.д. Далее через это соединение реализуется протокол PPP. В такой конфигурации терминальная точка L2 и сессии PPP находится в одном и том же физическом устройстве (NAS). Разрабатывается версия протокола для безопасного удаленногго доступа через L2TP (RFC-2888).
Протокол L2TP расширяет модель PPP, позволяя размещение терминальных точек L2 и PPP в различных физических устройствах, подключенных к сети с коммутацией пакетов. В L2TP, пользователь имеет соединение L2 с концентратором доступа (например, модемным пулом, ADSL DSLAM, и т.д.), а концентратор в свою очередь туннелирует индивидуальные PPP-кадры в NAS. Это позволяет разделить обработку PPP-пакетов и реализацию шлюза L2.
Очевидным преимуществом такого разделения является то, что вместо требования завершения соединения L2 в NAS, соединение может завершаться в локальном концентраторе, который затем продлевает логический канал PPP через общую инфраструктуру, такую как, например, Интернет. C точки зрения пользователя нет никакой разницы между завершением туннеля на уровне L2 в NAS или через L2TP.
Многоканальный PPP [RFC1990] требует, чтобы все каналы, образующие многоканальную связь, были объединены в группу с помощью одного NAS. Благодаря возможности формирования сессий PPP с оконечными адресами, отличными от точки присоединения, L2TP может использоваться для схем, когда все каналы приходят на вход одного NAS.
1.1. Терминология
Аналоговый канал
Пары атрибут
значение AVP (Attribute Value Pair)
Объединение уникального атрибута (представляемого в виде целого числа) и действительного значения этого атрибута. Пара AVP имеет переменную длину. Несколько AVP образуют управляющие сообщения, которые используются при установлении, поддержке и ликвидации туннеля.
Вызов
Вызванный номер
Вызывающий номер
CHAP
Управляющее соединение
Управляющие сообщения
Цифровой канал
DSLAM
Входящий вызов
Концентратор доступа L2TP (LAC)
Сетевой сервер L2TP (LNS)
Домен управления (MD)
Сервер доступа к сети (NAS)
Исходящий вызов
Партнер
POTS
Удаленная система
Сессия
Туннель
Сообщение с нулевой длиной тела (ZLB)
2. Топология
На диаграмме (рис. 1.) показана схема работы протокола L2TP. Целью здесь является туннелирование кадров PPP между удаленной системой или клиентом LAC и LNS, размещенной в LAN.
Рис. 1. Схема работы протокола L2TP
Удаленная система инициирует PPP-соединение с LAC через коммутируемую телефонную сеть PSTN. LAC затем прокладывает туннель для PPP-соединения через Интернет, Frame Relay или ATM к LNS, посредством чего осуществляется доступ к исходной LAN (Home LAN). Адреса удаленной системе предоставляются исходной LAN через согласование с PPP NCP. Аутентификация, авторизация и аккоунтинг могут быть предоставлены областью управления LAN, как если бы пользователь был непосредственно соединен с сервером сетевого доступа NAS.
LAC-клиент (ЭВМ, которая исполняет программу L2TP) может также участвовать в туннелировании до исходной LAN без использования отдельного LAC. В этом случае, ЭВМ, содержащая программу LAC клиента, уже имеет соединение с Интернет. Затем создается "виртуальное" PPP-соединение и локальная программа L2TP LAC формирует туннель до LNS. Как и в выше описанном случае, адресация, аутентификация, авторизация и аккоунтинг будут обеспечены областью управления исходной LAN.
3. Обзор протокола
L2TP использует два вида пакетов, управляющие и информационные сообщения. Управляющие сообщения используются при установлении, поддержании и аннулировании туннелей и вызовов. Информационные сообщения используются для инкапсуляции PPP-кадров пересылаемых по туннелю. Управляющие сообщения используют надежный контрольный канал в пределах L2TP, чтобы гарантировать доставку (смотри раздел 5.1). Информационные сообщения если происходит их потеря, не пересылаются повторно.
Рис. 2.0. Структура протокола L2TP
На рис. 2.0 показано взаимоотношение PPP-кадров и управляющих сообщений по управляющему и информационному каналам L2TP. PPP-кадры передаются через ненадежный канал данных, инкапсулированные сначала в L2TP, а затем в транспортные пакеты, такие как UDP, Frame Relay, ATM и т.д.. Управляющие сообщения посылаются через надежный управляющий канал L2TP, который передает пакеты в пределах того же пакетного транспорта.
Порядковые номера необходимы во всех управляющих сообщениях и используются в управляющем канале для обеспечения надежной доставки. Информационные сообщения могут использовать порядковые номера, чтобы восстановить порядок пакетов и детектировать потерю кадров. Все коды посылаются в порядке, принятом для сетей (старшие октеты первые).
3.1. Формат заголовка L2TP
Пакеты L2TP для контрольного и информационного каналов используют один и тот же формат заголовка. Заметим, что поля длина, Ns и Nr - опционные для информационных пакетов, являются обязательными для всех управляющих сообщений.
Заголовок имеет следующий формат:
| 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 31 | |||||||||||||
| T | L | x | x | S | x | O | P | x | x | x | x | Версия | Длина (опц) |
| ID туннеля | ID сессии |
Бит тип (T) характеризует разновидность пакета. Он устанавливается равным 0 для информационных сообщений и 1 – для управляющих.
Если бит длины (L) равен 1, поле длина присутствует. Для управляющих сообщений этот бит должен быть равен 1.
Биты x зарезервированы для будущих применений. Все зарезервированные биты должны быть установлены равными 0 для исходящих сообщений и игнорироваться для входящих.
Если бит последовательности (S) равен 1, поля Ns и Nr присутствуют. Бит S для управляющих сообщений должен быть равен 1.
Если бит смещения (O) равен 1, поле величины смещения присутствует. Бит O для управляющих сообщений должен быть равен 0.
Если бит приоритета Р равен 1, это информационное сообщение должно обслуживаться с предпочтением при обработке очередей и передаче. Запрос эхо LCP (Link Control Protocol) используется для канала, в качестве контроля keepalive, его следует посылать с битом приоритета равным 1. Без этого, временные периоды локальной перегрузки могут вызвать интерференцию с сообщениями keepalive и потерю связи. Эта особенность характерна только для информационных сообщений. Бит P должен быть равен 0 для всех управляющих сообщений.
Поле Ver должно быть равно 2, указывая версию заголовка информационного сообщения L2TP. Значение 1 зарезервировано для детектирования пакетов L2F [RFC-2341], в условиях, когда они приходят вперемешку с L2TP-пакетами. Пакеты, полученные с неизвестным значением поля Ver должны отбрасываться. Поле длина указывает общую длину сообщения в октетах.
ID-туннеля содержит идентификатор управляющего соединения. Идентификаторы туннеля L2TP имеют только локальное значение. То есть, разные концы одного туннеля должны иметь разные ID. ID-туннеля в каждом сообщении должно быть тем, которое ожидает получатель. ID-туннеля выбираются при формировании туннеля.
ID-сессии определяет идентификатор для сессии данного туннеля. Сессии L2TP именуются с помощью идентификаторов, которые имеют только локальное значение. ID-сессии в каждом сообщении должно быть тем, которое ожидает получатель. ID-сессии выбираются при формировании сессии.
Ns определяет порядковый номер информационного или управляющего сообщения, начиная с нуля и увеличиваясь на 1 (по модулю 216) для каждого посланного сообщения. Смотри разделы 5.8 и 5.4.
Nr содержит порядковый номер, который ожидается для следующего сообщения. Таким образом, Nr делается равным Ns последнего по порядку полученного сообщения плюс один (по модулю 216). В информационных сообщениях, Nr зарезервировано и, если присутствует (как это определяется S- битом), должно игнорироваться при получении. Смотри раздел 5.8.
Поле величина смещения (Offset Size), если имеется, специфицирует число октетов после заголовка L2TP, где должно начинаться поле данных. Содержимое заполнителя смещения не определено. Если поле смещения присутствует, заголовок L2TP завершается после завершающего октета заполнителя смещения.
3.2. Типы управляющих сообщений
Тип сообщения AVP (смотри раздел 4.4.1) определяет специфический тип посылаемого управляющего сообщения.
В данном документе определены следующие типы управляющих сообщений (смотри разделы 6.1 - 6.14):
Управление контрольным соединением
| 0 | (зарезервировано) | |
| 1 | (SCCRQ) | Start-Control-Connection-Request |
| 2 | (SCCRP) | Start-Control-Connection-Reply |
| 3 | (SCCCN) | Start-Control-Connection-Connected |
| 4 | (StopCCN) | Stop-Control-Connection-Notification |
| 5 | (зарезервировано) | |
| 6 | (HELLO) | Hello |
| 7 | (OCRQ) | Outgoing-Call-Request |
| 8 | (OCRP) | Outgoing-Call-Reply |
| 9 | (OCCN) | Outgoing-Call-Connected |
| 10 | (ICRQ) | Incoming-Call-Request |
| 11 | (ICRP) | Incoming-Call-Reply |
| 12 | (ICCN) | Incoming-Call-Connected |
| 13 | (зарезервировано) | |
| 14 | (CDN) | Call-Disconnect-Notify |
| 15 | (WEN) | WAN-Error-Notify |
| 16 | (SLI) | Set-Link-Info |
4. Пары значений-атрибутов управляющих сообщений
4.1. Формат AVP
Каждая AVP кодируется следующим образом:
| 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 | ||||
| M | H | rsvd | Длина | ID производителя |
| Тип атрибута | Значение атрибута | |||
| Продолжение поля значение атрибута до границы, заданной полем длина |
Первые 6 бит представляют собой битовую маску, характеризующую атрибуты AVP.
Два бита определены в этом документе, остальные - зарезервированы на будущее. Зарезервированные биты должны равняться нулю. AVP, полученная с зарезервированным набором бит равным 1, должна рассматриваться как не узнанная AVP.
Обязательный бит M (Mandatory)
контролирует реакцию системы на получение нераспознанной AVP. Если бит M =1 для нераспознанной AVP в сообщении, ассоциированном с определенной сессией, эта сессия должна быть немедленно завершена. Если бит M =1 для нераспознанной AVP в сообщении, ассоциированном со всем туннелем, этот туннель (и все его сессии) должен быть ликвидирован. Если бит M =0, нераспознанную AVP следует игнорировать. Управляющие сообщения должны обрабатываться при этом так, как если бы AVP не было.
Бит сокрытия (H)
. Идентифицирует скрываемые данные в поле значения атрибута AVP. Эта возможность может использоваться, чтобы исключить передачу важных данных, например пароля пользователя, в незашифрованном тексте AVP. В разделе 4.3 описана процедура выполнения сокрытия AVP.
Длина
. Число октетов (включая поля полной длины и маски) в AVP. Длина может быть вычислена как 6 + длина поля значения атрибута в октетах. Поле имеет 10 бит, позволяя закодировать до 1023 октетов в одной AVP. Минимальный код длины AVP равен 6. Если длина равна 6, поле значения атрибута отсутствует.
ID производителя (
Vendor ID). IANA определила значения кодов производителей (SMI Network Management Private Enterprise Codes) [RFC1700]. Значение 0, соответствующее атрибутам, адаптированным для IETF, используется для всех AVP, определенных в данном документе. Любой производитель, желающий реализовать свое собственное расширение L2TP, может использовать свой код Vendor ID вместе с частными значениями атрибута, гарантирующие отсутствие столкновений с любыми расширениями других производителей, или будущими расширениями IETF. Заметим, что для ID-производителя выделено 16 бит, что ограничивает максимальное число производителей цифрой 65,535.
Тип атрибута
: 2-октетное значение с уникальной интерпретацией для совокупности AVP данного ID-производителя.
Значение атрибута
. Действительное значение атрибута для заданного Vendor ID и типа атрибута. Оно следует немедленно после поля типа атрибута, и занимает все пространство октетов, отведенное значением поля длина (т.e., длина минус 6 октетов заголовка). Это поле отсутствует, если длина равна 6.
4.2. Обязательные AVP
Получение неизвестной AVP, которая имеет бит M=1, является катастрофическим для сессии или туннеля, с которым она ассоциирована. Таким образом, бит M должен быть определен только для AVP, которые критичны для нормальной работы сессии или туннеля. Далее, в случае, когда LAC или LNS получают неизвестную AVP с M-битом равным 1 и закрывают сессию или туннель, ответственность за это полностью несет партнер, пославший обязательную AVP. Прежде чем определить AVP с M=1, в особенности AVP специфичное для данного производителя, убедитесь в том, что вы именно этого хотите.
Когда имеется адекватная альтернатива использованию M-бита, ей следует воспользоваться. Например, вместо того, чтобы посылать AVP с M=1 для определения существования специфического расширения, можно решить проблему путем посылки AVP в сообщении-запросе в расчете на получение соответствующего AVP в отклике.
Использование M-бита с новыми AVP (не определенными в этом документе) должно предоставить возможность сконфигурировать программу так, чтобы AVP либо не посылалась, или посылалась с M-битом равным нулю.
4.3. 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 31 | |
| Длина значения оригинала | Значение оригинала атрибута |
Продолжение значения оригинала атрибута |
Заполнитель |
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 |
По получение, случайный вектор берется из AVP, включенного в сообщение до AVP, подлежащего сокрытию. Описанный выше процесс реверсируется с целью получения исходного значения.
4.4. Обзор AVP
Имя AVP является списком, указывающим типы сообщений, которые использует каждая AVP. После каждого названия AVP следует короткое описание назначения AVP, подробности формата значения атрибута, и любая дополнительная информация, необходимая для правильного использования AVP.
4.4.1. AVP, применимые для всех управляющих сообщений
Тип сообщения (все сообщения)
Тип сообщения AVP, тип атрибута 0, идентифицируют управляющее сообщение и определяет контекст, в котором будет определено точное значение последующих AVP. Поле значения атрибута для этой AVP имеет следующий формат:
Рис. 6
Тип сообщения характеризуется целым 2-октетным числом без знака.
Тип сообщения AVP должен быть первым AVP в сообщении, который следует непосредственно сразу за заголовком управляющего cообщения (определено в разделе 3.1). Список типов управляющих сообщений и их идентификаторов смотри в разделе 3.2.
Обязательный бит (M) в типе сообщения AVP имеет специальное назначение. Этот бит служит скорее не для указания того, следует ли игнорировать саму AVP, если бы она не распознана, а указанием того, что при не распознании следует игнорировать управляющее сообщение. Таким образом, если M-бит равен 1 в типе сообщения AVP, а тип сообщения неизвестен программе, туннель должен быть ликвидирован. Если бит M=0, тогда программа может игнорировать сообщения неизвестных типов. M-бит должен быть сделан равным 1 для всех типов сообщений определенных в данном документе. Эта AVP не может быть скрытой (H-бит должен быть равен нулю 0). Длина этого AVP равна 8.
Случайный вектор (все сообщения)
Случайный вектор AVP, тип атрибута 36, используются для разрешения сокрытия значения атрибута AVP.
Случайная последовательность октетов может иметь произвольную длину, хотя для случайного вектора рекомендуется длина, по крайней мере, 16 октетов. Строка содержит случайный вектор для использования при вычислении хэша MD5 чтобы извлечь или скрыть значение атрибута скрытого AVP (смотри раздел 4.2).
В сообщении может быть более одного случайного вектора AVP. Эта AVP должна предшествовать первому AVP с битом H =1.
M-бит для этого AVP должно быть равно 1. Это AVP не должно быть скрыто (H-бит должен быть равен 0). Длина этого AVP равно 6 плюс длина случайной строки октетов.
4.4.2. Коды результата и ошибки
Результирующий код (CDN, StopCCN)
Результирующий код AVP, тип атрибута - 1, индицируют причину завершения работы управляющего канала или сессии. Поле значения атрибута AVP имеет следующий формат:
| 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 | |
| Код результата | Код ошибки (опц.) |
| Сообщение об ошибке (опц.) |
Результирующий код представляет собой целое число без знака длиной в 2 октета. Опционный код ошибки представляет собой 2-октетное целое число без знака. Опционное сообщение об ошибке поясняет код ошибки. Присутствие кода ошибки и сообщения определяется полем длины AVP. Сообщение об ошибке содержит произвольную строку текста, пригодного для чтения, характеризующего ситуацию. Читабельный текст во всех сообщений об ошибке должен быть представлен в кодировке UTF-8, для языка по умолчанию [RFC2277].
Эта AVP не должна быть скрытой (H-бит должен быть равен 0). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина равна 8, если в сообщении нет кода ошибки и нет сообщения об ошибке, 10, если имеется код ошибки, но нет сообщения об ошибке, или 10 + длина сообщения об ошибке, если имеется код и сообщение об ошибке. Определенные значения кодов результата для сообщения StopCCN перечислены ниже:
0 - Зарезервировано
1 – Общий запрос ликвидации управляющего соединения
2 – Общая ошибка – код ошибки указывает на разновидность возникшей проблемы
3 – Управляющий канал уже существует
4 - Источник запроса не авторизован для формирования управляющего канала
5 – Версия протокола источника запроса не поддерживается. Код ошибки указывает на более высокую поддерживаемую версию
6 – Источник запроса прекратил работу (shutdown)
7 – Ошибка машины конечных состояний
Определены следующие значения кодов результата для сообщений CDN:
0 - Зарезервировано
1 – Вызов прерван из-за потери несущей.
2 - Вызов прерван по причине, указанной в коде ошибки
3 - Вызов прерван по административным причинам
4 - Вызов не прошел из-за отсутствия необходимых условий (временная причина)
5 - Вызов не прошел из-за отсутствия необходимых условий (постоянная причина)
6 – Неверное место назначения
7 - Вызов не прошел из-за невозможности детектировать несущую
8 - Вызов не прошел из-за регистрации сигнала “занято”
9 - Вызов не прошел из-за отсутствия постоянного гудка (разрешение набора номера)
10 – Вызов не состоялся в пределах временного интервала, выделенного LAC
11 – Вызов реализовал соединение, но не обнаружено соответствующих кадров
Коды ошибок, определенные ниже, относятся к типам ошибок, которые не являются специфическими для любого конкретного L2TP-запроса, и относятся скорее к ошибкам протокола или формата сообщения. Если L2TP-отклик указывает в своем коде результата, что произошла общая ошибка, для выяснения причины должен быть проанализирован общий код ошибки. В настоящее время определены общие коды ошибки и их значение:
0 – Отсутствие ошибки.
1 – Пока нет контрольного соединения для данной пары LAC-LNS.
2 – Длина не корректна.
3 – Одно из значений полей находится вне допустимых пределов или зарезервированное поле имеет ненулевое значение.
4 – Недостаточно ресурсов для осуществления операции
5 – ID-сессии не верно в данном контексте
6 – Произошла ошибка в LAC, специфическая для оборудования производителя.
7 – Испробовать другое место назначение. Если LAC знает о других возможных местах назначения LNS, следует попробовать одно из них. Это может быть использовано для управления LAC, базирующемся на LNS-политике, например, в случае существования многоканальных PPP.
8 – Сессия или туннель были аннулированы (shutdown) из-за получения неизвестной AVP с битом M=1 (смотри раздел 4.2). Сообщение об ошибке должно содержать атрибут некорректного AVP в читаемой текстовой форме.
Когда используется код общей ошибки = 6, дополнительная информация об ошибке должна быть помещена в поле сообщения об ошибке.
4.4.3. AVP управления контрольным соединением
Версия протокола (SCCRP, SCCRQ)
Версия протокола AVP, тип атрибута - 2, указывает на версию протокола L2TP отправителя. Поле значения атрибута для данной AVP имеет следующий формат:
Рис. 8. Поле значения атрибута для AVP управления контрольным соединением
Поле Ver характеризуется целым числом без знака длиной в один октет и содержит код 1. Поле Rev характеризуется целым числом без знака длиной в один октет и содержит код 0. Так характеризуется версия протокола L2TP 1, и модификация версии 0. Заметим, что это не тот же код версии, что включается в заголовок каждого сообщения.
Эта AVP не должна быть скрытой (бит H должен быть равен 0). Бит M для данной AVP должен быть равен 1. Длина этой AVP равна 8.
Возможность работы с кадрами (SCCRP, SCCRQ)
Возможность работы с кадрами AVP, тип атрибута - 3, предоставляет партнеру указание на типы кадров, которые будут приняты или запрошены отправителем. Поле значения атрибута для этого AVP имеет следующий формат:
Рис. 9. Поле значения атрибута для AVP возможности работы с кадрами
Поле значения атрибута представляет собой 32-битовую маску, с двумя определенными битами. Если бит A=1, поддерживается асинхронный обмен кадрами. Если бит S=1, поддерживается синхронный обмен кадрами.
Партнер не должен запрашивать входящий или исходящий вызов с кадровым типом AVP, специфицирующим значение, не указанное в AVP, которые были получены при установлении управляющего соединения. Такая попытка приведет к тому, что вызов будет отвергнут.
Эта AVP может быть скрытой (H-бит может быть 0 или 1). M-бит для этого AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) равна 10.
Возможности носителя (SCCRP, SCCRQ)
AVP возможностей носителя, тип атрибута - 4, предоставляют партнеру указание на типы носителя, поддерживаемые аппаратным интерфейсом отправителя для исходящих вызовов. Поле значения атрибута для этого AVP имеет следующий формат:
Рис. 10. Поле значения атрибута для AVP возможности носителя
Это 32-битная маска, с двумя определенными битами. Если бит A =1, поддерживается аналоговый доступ. Если бит D =1, поддерживается цифровой доступ.
LNS не должен запрашивать исходящих вызовов, специфицирующих значение в AVP типа носителя для приборов, неуказанных в AVP типа носителя, полученных от LAC при установлении управляющего соединения. Такая попытка приведет к тому, что вызов будет отвергнут. Эти AVP должны присутствовать, если отправитель может осуществлять исходящие вызовы, когда это требуется.
Заметим, что LNS, который не может работать как LAC, а также не поддерживает оборудование для обработки входящих и исходящих вызовов, должен установить биты A и D этого AVP равными 0, или не должен вообще посылать AVP. LNS, который может работать в качестве LAC, и направлять исходящие вызовы, должен устанавливать биты A или D так, как это нужно. Присутствие этого сообщения не гарантирует того, что данный исходящий вызов будет направлен отправителем, если это потребуется, хотя такая возможность и существует.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) равна 10.
Арбитр конфликта (Tie Breaker (SCCRQ))
AVP арбитра конфликта, тип атрибута - 5, указывает, что отправитель желает иметь один туннель между заданной парой LAC-LNS.
Значение Tie Breaker характеризуется 8-октетным кодом, который используется для выбора одного туннеля, когда LAC и LNS требуют формирования туннеля одновременно. Получатель SCCRQ должен проверить, был ли послано партнеру SCCRQ и, если это так, должен сравнить свое значение Tie Breaker с полученным. Более низкое значение "wins" и "loser" должно вызвать молчаливую ликвидацию туннеля. В случае, когда код арбитра присутствует на обеих сторонах и значения равны, обе стороны должны ликвидировать туннели. Если получен tie breaker, а невыполненный просроченный SCCRQ не имеет значения tie breaker, инициатор, который включает AVP Tie Breaker "выигрывает". Если ни одна из сторон не посылает Tie Breaker, тогда открываются два туннеля.
Эта AVP не должна быть скрытой (H-бит должен быть равен 0). M-бит для этого AVP должен быть равен 0. Длина этой AVP равна 14.
Фирменная версия (Firmware Revision) (SCCRP, SCCRQ)
Фирменная версия AVP, тип атрибута 6, указывает на фирменную версию прибора, пославшего сообщение.
Поле фирменная версия имеет 2 октета и представляется целым числом без знака, закодированным в формате, который определяется фирмой.
Для приборов, которые не имеют кода фирменной версии (универсальные ЭВМ, где, например, работают программные модули L2TP), вместо этого может быть сообщена модификация программных модулей L2TP.
Эта AVP может быть скрыта (H-бит может быть равен 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 0. Длина (до сокрытия) равна 8.
Имя ЭВМ (SCCRP, SCCRQ)
AVP имени ЭВМ, тип атрибута 7, указывает на имя ЭВМ, реализующей функцию LAC или LNS.
Имя ЭВМ имеет переменную длину, но должно иметь, по крайней мере, один октет. Это имя должно быть максимально уникальным; для ЭВМ, участвующих в DNS [RFC1034], следует выбирать полное имя домена.
Эта AVP не должна быть скрыта (H-бит должен быть 0). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина этой AVP равна 6 плюс длина имени ЭВМ.
Имя производителя (SCCRP, SCCRQ)
AVP имени производителя, тип атрибута 8, содержит специфическую для производителя строку, которая характеризует тип используемого LAC или LNS.
Имя производителя представляет собой строку октетов произвольной длины. Для обеспечения читаемости текст этой AVP должен быть представлен с помощью символьного набора UTF-8 на языке, выбранном по умолчанию [RFC2277].
Эта AVP может быть скрытой (H-бит может быть 0 или 1). M-бит для данной AVP должен быть равен 0. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 6 плюс длина имени производителя.
ID, присвоенное туннелю (SCCRP, SCCRQ, StopCCN)
AVP ID, присвоенного туннелю, тип атрибута 9, несет в себе ID, присвоенное туннелю отправителем.
ID, присвоенное туннелю, содержит в себе 2-октетное целое неравное нулю число без знака.
AVP ID, присвоенное туннелю, определяет код, используемый при мультиплексировании и демультиплексировании в случае работы с несколькими туннелями между LNS и LAC. Партнер L2TP должен помещать этот код в поле заголовка ID-туннеля всех управляющих и информационных сообщений, пересылаемых через туннель. Пока от партнера не получена AVP с присвоенным ID-туннеля, управляющие сообщения должны посылаться этому партнеру со значением ID-туннеля = 0.
В управляющем сообщении StopCCN, AVP ID, присвоенного туннелю, должно быть тождественно AVP ID, присвоенного туннелю, посланному первым, позволяя партнеру идентифицировать соответствующий туннель, даже если сообщение StopCCN послано до получения AVP ID.
Эта AVP может быть скрытой (H-бит может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 8.
Размер приемного окна (Receive Window Size (SCCRQ, SCCRP))
Размер приемного окна AVP, тип атрибута 10, специфицирует размер приемного окна, которое предлагает удаленный партнер. Размер окна характеризуется 2-октетным целым числом без знака.
Если размер окна отсутствует, партнер должен предполагать этот код равным 4. Удаленный партнер может послать специфицированный номер управляющего сообщения, прежде чем ожидать отклика.
Эта AVP не должна быть скрытой (H-бит должен быть равен 0). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина этой AVP равна 8.
Приглашение (Challenge (SCCRP, SCCRQ))
AVP приглашения, тип атрибута 11, указывает, что отправивший его партнер хочет аутентифицировать концы туннеля, используя CHAP-стиль аутентификационного механизма. Вызов содержит один или более октетов произвольной информации.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 6 плюс длина приглашения (challenge).
Отклик на приглашение (Challenge Response (SCCCN, SCCRP))
AVP отклика, тип атрибута 13, направляет ответ на полученное сообщение.
Поле отклик содержит 16 октетов, соответствуя CHAP-стилю [RFC1994] отклика на вызов.
Эта AVP должна присутствовать в SCCRP или SCCCN, если приглашение было получено в предыдущем SCCRQ или SCCRP. Для целей вычисления значения ID в CHAP-отклике используется код типа сообщения AVP для этого кадра (например, 2 для SCCRP, и 3 для SCCCN).
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 22.
4.4.4. AVP управления вызовом
Q.931 код причины (CDN)
AVP, тип атрибута 12, используется, чтобы предоставить дополнительную информацию в случае непреднамеренного разрыва соединения. Поле значения атрибута для этого AVP имеет следующий формат:
Рис. 11. Поле значения атрибута для AVP кода причины Q.931
В качестве кода причины присылается код Q.931, а в качестве сообщения причины – сообщение Q.931 (например, DISCONNECT), ассоциированное с кодом причины. Оба кода присылаются в их исходных кодировках ITU [DSS1]. Дополнительный ASCI-текст сообщения-рекомендации может быть включен (присутствие определяется с помощью кода длины AVP) для дальнейшего уточнения причины отсоединения.
Эта AVP не должна быть скрытой (H-бит должен быть равен 0). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина этой AVP равна 9, плюс размер сообщения Advisory.
ID, присвоенное сессии (CDN, ICRP, ICRQ, OCRP, OCRQ)
AVP ID, присвоенного сессии, тип атрибута 14, содержит ID, присвоенное сессии отправителем сообщения. ID, присвоенное сессии, представляет собой 2-октетное целое, ненулевое число без знака.
AVP ID, присвоенного сессии, определяет код, который используется для мультиплексирования и демультиплексирования данных, посылаемых через туннель между LNS и LAC. Партнер L2TP должен поместить этот код в поле заголовка ID-сессии всех управляющих и информационных сообщений, которые пересылаются по туннелю в рамках данной сессии. До того как от партнера придет AVP ID, присвоенного сессии, управляющие сообщения должны посылаться партнеру с ID-сессии, равным нулю.
В управляющем сообщении CDN, используется первое AVP ID-сессии, полученное партнером, позволяя партнеру идентифицировать соответствующий туннель, даже если CDN послано до получения ID, присвоенное сессии.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 8.
Порядковый номер вызова (ICRQ, OCRQ)
AVP порядкового номера вызова, тип атрибута 15, несет в себе идентификатор, присвоенный данному вызову LAC или LNS. Порядковый номер вызова представляет собой 32-битовый код.
Порядковый номер вызова предназначен для удобного административного указателя для обоих концов туннеля, когда необходимо проанализировать причину отказа. Порядковые номера вызова должны быть монотонно возрастающими числами, которые должны быть уникальными для достаточно большого периода времени для всех соединенных LNS и LAC.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 10.
Максимальный BPS (OCRQ)
AVP максимального BPS, тип атрибута 16, характеризует минимальную приемлемую скорость передачи канала для данного вызова.
Максимальный BPS представляет собой 32- битовый код, характеризующий скорость передачи в битах в секунду.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 10.
Максимальный BPS (OCRQ)
AVP максимального BPS, тип атрибута 17, характеризует максимальную приемлемую скорость канала для данного вызова.
Максимальный BPS представляет собой 32-битный код, характеризующий скорость передачи в битах в секунду.
Эта AVP может быть скрытым (H-бит может быть 0 или 1). M-бит для этого AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этого AVP равна 10.
Тип носителя (ICRQ, OCRQ)
AVP типа носителя, тип атрибута 18, характеризует тип носителя для входящего или исходящего вызовов. Поле значения атрибута для этого AVP имеет следующий формат:
Рис. 12. Поле значения атрибута для AVP типа носителя
Тип носителя представляет собой 32-битовую маску, которая характеризует возможности несущей среды для вызова (ICRQ) или требования к среде для данного вызова (OCRQ). Если бит A=1, то вызов относится к аналоговому каналу. Если бит D=1, то вызов относится к цифровому каналу. Могут быть установлены оба бита, что может означать, что тип канала не определен, или допустима работа, как с аналоговым, так и цифровым каналами.
Биты в поле значение данной AVP должны устанавливаться LNS для OCRQ, если они были установлены в AVP возможностей носителя, полученной от LAC в период установления управляющего соединения.
Можно не устанавливать ни A, ни D-биты в ICRQ. Такая установка может означать, что вызов не был получен по физическому каналу (например, если LAC и PPP находятся в той же подсистеме).
Эта AVP может быть скрыта (H-бит может быть 0 или 1). M-бит этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 10.
Тип кадрового обмена (ICCN, OCCN, OCRQ)
AVP типа кадрового обмена, тип атрибута 19, характеризует тип кадров для входящих и исходящих вызовов. Поле значения
атрибута для этого AVP имеет следующий формат:
Рис. 13. Поле значения атрибута для AVP типа кадрового обмена
Тип кадрового обмена представляет собой 32-битовую маску, которая указывает тип кадрового обмена PPP, запрошенный для OCRQ, или тип кадрового обмена PPP, согласованный для OCCN или ICCN. Тип кадрового обмена может быть использован как указание PPP на LNS, какую из канальных опций использовать для согласования с LCP [RFC1662].
Бит A указывает на асинхронный обмен кадрами. Бит S указывает на синхронный обмен кадрами. Для OCRQ могут быть установлены оба бита, что будет означать допустимость обоих типов кадрового обмена.
Биты в поле значение этой AVP должны устанавливаться только LNS для OCRQ, если они были установлены в AVP возможностей кадрового обмена, полученной от LAC в процессе установления управляющего соединения. Эта AVP может быть скрытой (H-бит может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 10.
Вызванный номер (Called Number (ICRQ, OCRQ))
AVP вызванного номера, тип атрибута 21, характеризует телефонный номер, куда посылается вызов для OCRQ.
Вызванный номер представляет собой ASCII-строку произвольной длины. Может быть необходим контакт между администратором LAC и LNS для координации интерпретации значения, необходимого данной AVP.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 6 плюс длина телефонного номера.
Вызывающий номер (Calling Number (ICRQ))
AVP вызывающего номера, тип атрибута 22, содержит телефонный номер входящего вызова.
Вызывающий номер представляет собой ASCII-строку произвольной длины. Может быть необходим контакт между администратором LAC и LNS для координации интерпретации значения, необходимого данной AVP.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 6 плюс длина телефонного номера.
Субадрес (ICRQ, OCRQ)
AVP субадреса, тип атрибута 23, несет в себе дополнительную информацию по вызову.
Субадрес является ASCII-строкой. Может быть, необходим контакт между администратором LAC и LNS для координации интерпретации значения, необходимого данной AVP.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 6 плюс длина субадреса.
Скорость канала (Tx) (Connect Speed (ICCN, OCCN))
AVP скорости канала (Tx) BPS, тип атрибута 24, характеризует быстродействие устройства, выбранного для попытки установления соединения. Скорость канала (Tx) BPS содержит 4 октета и характеризует скорость обмена в битах в секунду.
Когда присутствует опционная AVP скорости соединения Rx, значение этой AVP представляет быстродействие канала с точки зрения LAC (например, скорость передачи данных, передаваемых от LAC в удаленную систему). Когда опционная AVP скорости соединения Rx отсутствует, быстродействие канала между удаленной системой и LAC предполагается симметричным и представляется одной величиной этой AVP.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 10.
Скорость соединения Rx (Connect Speed (ICCN, OCCN))
AVP скорости соединения Rx, тип атрибута 38, представляет скорость канала с точки зрения LAC (например, информация, передаваемая от удаленной системы в LAC). Поле значения атрибута для этого AVP имеет следующий формат:
Рис. 14. Поле значения атрибута для AVP скорости соединения Rx
BPS имеет 4 октета, характеризующие скорость обмена в битах в секунду. Присутствие этой AVP означает, что быстродействие канала может быть асимметричным с учетом скорости передачи, заданной в AVP скорости соединения Rx.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 1 или 0). M-бит для этой AVP должен быть равен 0. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 10.
ID физического канала (ICRQ, OCRP)
AVP ID физического канала, тип атрибута 25, представляет код физического канала, присвоенный ему производителем, и используемый при вызове. ID физического канала имеет 4 октета и служит только для целей регистрации.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит этой AVP должен быть равен 0. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 10.
ID частной группы (ICCN)
AVP ID частной группы, тип атрибута 37, используется LAC для индикации того, что этот вызов ассоциируется с определенной группой клиентов. ID частной группы представляет собой строку октетов произвольной длины.
LNS может воспринимать PPP-сессию, а также сетевой трафик в рамках сессии специальным образом, определенным партнером. Например, если LNS соединен с несколькими частными сетями, использующими незарегистрированные адреса, эта AVP может быть включена LAC, чтобы индицировать, что данный вызов должен быть ассоциирован с одной из частных сетей.
ID частной группы представляет собой строку, соответствующую таблице в LNS, которая определяет конкретные характеристики выбранной группы. LAC может определить ID частной группы из отклика RADIUS, локальной конфигурации, или некоторых других источников.
Эта AVP может быть скрытой (H-бит может быть 1 или 0). M-бит для этой AVP должен быть равен 0. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 6 плюс длина ID частной группы.
Необходима нумерация (Sequencing Required (ICCN, OCCN))
AVP Sequencing Required, тип атрибута 39, сообщает LNS, что порядковые номера должны всегда присутствовать в информационном канале. Эта AVP не имеет поля значения атрибута.
Эта AVP не должна быть скрытой (H-бит должен быть 0). M-бит этой AVP должен быть равен 1. Длина этой AVP равна 6.
4.4.5. AVP прокси LCP и аутентификации
LAC может откликнуться на вызов и согласовать LCP с удаленной системой, возможно для того чтобы установить идентичность системы. В этом случае, эти AVP могут быть включены для индикации свойств канала, которые запросила удаленная система в исходном состоянии, свойства, согласованные удаленной системой и LAC после согласования, а также аутентификационная информация PPP, полученная LAC. Эта информация может быть использована, чтобы инициировать PPP LCP и аутентификационные системы в LNS, позволяя PPP продолжить работу без повторного согласования параметров с LCP.
LCP CONFREQ, полученный в исходном состоянии (ICCN)
В AVP, полученного в исходном состоянии LCP CONFREQ, тип атрибута 26, предоставляет LNS исходное сообщение CONFREQ, полученное LAC от партнера PPP.
LCP CONFREQ является копией тела полученного исходного CONFREQ, начиная с первой опции тела сообщения LCP. Длина поля значения атрибута LCP CONFREQ имеет произвольную длину. Эта AVP может быть скрытой (H-бит может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 0. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 6 плюс длина CONFREQ.
Последний посланный LCP CONFREQ (ICCN)
В AVP последнего посланного LCP CONFREQ, тип атрибута 27, предоставляет LNS последнего CONFREQ, посланного LAC партнеру PPP.
LCP CONFREQ является копией тела финального CONFREQ, посланного клиенту с целью завершения LCP-согласования, начиная с первой опции тела LCP-сообщения. Длина поля значения атрибута LCP CONFREQ имеет произвольную длину. Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит этой AVP должен быть равен 0. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 6 плюс длина CONFREQ.
Последний полученный LCP CONFREQ (ICCN)
AVP последнего полученного LCP CONFREQ, тип атрибута 28, предоставляет LNS последнего CONFREQ, полученного концентратором LAC от PPP-партнера.
LCP CONFREQ является копией тела последнего CONFREQ, полученного от клиента с целью завершения процедуры согласования LCP, начиная с первой опции тела LCP-сообщения.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 0. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 6 плюс длина CONFREQ.
Тип прокси Authen (ICCN)
AVP типа прокси Authen, тип атрибута 29, определяет, должна ли использоваться прокси аутентификация. Тип Authen представляет собой 2-октетное целое число без знака.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 0. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 8. Определенные значения типа Authen:
0 - Зарезервировано
1 – Текстовой обмен имя пользователя/пароль
2 - PPP CHAP
3 - PPP PAP
4 – Никакой аутентификации
5 - Microsoft CHAP версия 1 (MSCHAPv1)
Эта AVP должна присутствовать, если должна использоваться прокси аутентификация. Если она отсутствует, тогда предполагается, что этот партнер не может выполнить прокси аутентификацию, необходимую для повторного запуска фазы аутентификации в LNS, если клиент уже вошел в эту фазу с LAC (который может быть определен AVP Proxy LCP, если имеется). Далее описаны соответствующие AVP для каждого типа аутентификации.
Имя прокси Authen (ICCN)
AVP имени прокси Authen, тип атрибута 30, специфицирует имя аутентифицируемого клиента при использовании прокси аутентификации.
Имя Authen является строкой октетов произвольной длины. Оно содержит имя, специфицированное в отклике аутентификации клиента.
Эта AVP должна присутствовать в сообщениях, содержащих AVP типа Proxy Authen с типом Authen 1, 2, 3 или 5. Может быть, желательно применить AVP-сокрытие для защиты имени, представленного открытым текстом. Эта AVP может быть скрытой (H-бит может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 0. Длина (до сокрытия) равна 6 плюс длина имени.
Приглашение прокси Authen (ICCN)
AVP приглашения прокси Authen, тип атрибута 31, специфицирует приглашение, посланное LAC партнеру PPP при использовании прокси аутентификации. Приглашение представляет собой строку из одного или более октетов.
Эта AVP должна присутствовать для типов прокси Authen 2 и 5. Поле приглашения содержит приглашение CHAP, предлагаемое LAC клиенту.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 0. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 6, плюс длина приглашения.
ID прокси Authen (ICCN)
AVP ID прокси Authen, тип атрибута 32, специфицирует код ID PPP-аутентификации, которая реализуется между LAC и PPP-партнером, когда используется прокси аутентификация. Поле значения атрибута для этого AVP имеет следующий формат:
| 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 |
Рис. 15. Поле значения атрибута для AVP ID прокси Authen
ID представляет собой 2- октетное целое число без знака, старший октет которого должен быть равен нулю.
AVP прокси Authen ID должна присутствовать для типов Proxy authen 2, 3 и 5. Для 2 и 5, поле ID содержит значение ID-байта переданное LAC клиенту в его приглашении (Challenge). Для 3 - это значение идентификатора Authenticate-Request. Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 0.
Отклик прокси Authen Response (ICCN)
AVP отклика прокси Authen, тип атрибута 33, специфицирует отклик аутентификации PPP, полученный LAC от PPP-партнера, когда используется прокси аутентификация. Отклик представляет собой строку октетов произвольной длины.
Эта AVP должна присутствовать для типов прокси authen 1, 2, 3 и 5. Поле отклика содержит отклик клиента на приглашение. Для типов прокси authen 2 и 5, это поле содержит значение отклика, полученное LAC. Для типов 1 или 3, оно несет в себе открытый текст пароля, полученного LAC от клиента. В случае паролей с открытым текстом рекомендуется AVP-сокрытие.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 0. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 6 плюс длина отклика.
4.4.6. AVP статуса вызова
Ошибки вызова (WEN)
AVP ошибок вызова, тип атрибута 34, используется LAC для посылки LNS информации об ошибке. Поле значения атрибута для этого AVP имеет следующий формат:
| 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 | |
| Зарезервировано | Ошибка CRC (H) |
| Ошибка CRC (L) | Ошибка в формате кадра (H) |
| Ошибка в формате кадра (L) | Аппаратное переполнение (H) |
| Аппаратное переполнение (L) | Переполнение буфера (H) |
| Переполнение буфера (L) | Ошибка таймаута (H) |
| Ошибка таймаута (L) | Ошибка выравнивания (H) |
| Ошибка выравнивания (L) |
Определены следующие поля:
Зарезервировано |
Не используется, должно равняться нулю 0 |
Ошибки CRC |
Число PPP-кадров, полученных с CRC-ошибками с момента реализации вызова |
Ошибки формата кадров |
Число полученных PPP-пакетов с неверным форматом |
Аппаратное переполнение |
Число переполнений аппаратного буфера с момента реализации вызова |
Число переполнений буфера |
Число зарегистрированных переполнений буфера с момента реализации вызова |
Число ошибок таймаутов |
Число таймаутов с момента реализации вызова |
Ошибки выравнивания |
Число ошибок выравнивания с момента реализации вызова |
/p> Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 0 или 1). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина (до сокрытия) этой AVP равна 32.
ACCM (SLI)
AVP ACCM, тип атрибута 35, используется LNS, чтобы проинформировать LAC о ACCM, согласуемом LNS с PPP-партнером. Поле значения атрибута для этого AVP имеет следующий формат:
| 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 | |
| Зарезервировано | Послать ACCM (H) |
| Послать ACCM (L) | Получить ACCM (H) |
| Получить ACCM (L) |
Посланное ACCM и полученное ACCM имеют по 4 октета, перед которыми размещаются 2 октета зарезервированного количества. Значение посланного ACCM должно использоваться LAC для обработки пакетов, которые он отправляет через канал. Значение полученного ACCM должно использоваться LAC для обработки пакетов, которые он получает через канал. Значения по умолчанию, используемые LAC для обоих этих полей равны 0xFFFFFFFF. LAC должен учитывать значения этих полей, если только нет конфигурационной информации, которая указывает, что запрошенная маска должна быть модифицирована, чтобы разрешить операцию.
Эта AVP может быть скрытой (бит H может быть 1 или 0). M-бит для этой AVP должен быть равен 1. Длина этой AVP равна 16.
5. 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
5.1. Установление контрольного соединения
Управляющее соединение является первичным, которое должно быть реализовано между LAC и LNS, прежде чем запускать сессию. Установление управляющего соединения включает в себя безопасную идентификацию партнера, а также определение версии L2TP, возможностей канала, кадрового обмена и т.д.. Для установления управляющего соединения осуществляется обмен тремя сообщениями. Типичным является ниже приведенный обмен:
LAC или LNS LAC или LNS
SCCRQ ->
5.1.1. Аутентификация туннеля
L2TP включает в себя простую, опционную, CHAP-подобную [RFC1994] систему аутентификации туннеля в процессе установления \управляющего соединения. Если LAC или LNS хочет идентифицировать партнера, с которым контактирует или контактировал посредством AVP приглашения, включенного в SCCRQ или SCCRP-сообщения. Если в SCCRQ или SCCRP получена AVP приглашения, AVP отклика приглашения должна быть послана в следующем SCCRP или SCCCN, соответственно. Если ожидаемый отклик партнера не соответствует полученному, установление туннеля должно быть запрещено.
При участии в аутентификации туннеля LAC и LNS должны обладать общим секретным кодом. Это тот же секретный код, который использовался для AVP-сокрытия (смотри раздел 4.3).
5.2. Установление сессии
После успешного установления управляющего соединения, могут формироваться индивидуальные сессии. Каждая сессия соответствует одному PPP информационному потоку между LAC и LNS. В отличие от установления управляющего соединения, установление сессии является асимметричным в отношении LAC и LNS. LAC запрашивает LNS доступ к сессии для входных запросов, а LNS запрашивает LAC запустить сессию для работы с исходящими запросами.
5.2.1. Установление входящего вызова
Для установления сессии используется обмен тремя сообщениями. Типичным является ниже приведенный обмен:
LAC LNS
(Обнаружен вызов)
ICRQ ->
5.2.2. Установление исходящего вызова
Для установления сессии используется обмен тремя сообщениями. Типичным является ниже приведенный обмен:
LAC LNS
(Выполнить операцию вызова)
OCCN ->
5.3. Переадресация кадров PPP
Когда туннель сформирован, PPP-кадры от удаленной системы, получаемые LAC, освобождаются от CRC, канальных заголовков, и т.д., инкапсулированных в L2TP, и переадресуются через соответствующий туннель. LNS получает L2TP-пакет, и обрабатывает инкапсулированный PPP-кадр, как если бы он был получен через локальный интерфейс PPP.
Отправитель сообщения, ассоциированный с определенной сессией и туннелем, помещает ID сессии и туннеля (специфицированные партнером) в соответствующие поля заголовка всех исходящих сообщений. Таким способом, PPP-кадры мультиплексируются и демультиплексируются через общий туннель для данной пары LNS-LAC. Для заданной пары LNS-LAC может быть реализовано несколько туннелей, а для любого туннеля несколько сессий.
Значение 0 для ID-сессии и ID-туннеля является зарезервированным и не должно использоваться в качестве ID-сессии или ID-туннеля. Для случаев, когда ID-сессии еще не присвоен партнером (т.e., в процессе установления новой сессии или туннеля), поле ID-сессии должно содержать 0, а для идентификации сессии должна использоваться AVP ID-сессии сообщения. Аналогично, для случаев, когда ID-туннеля еще не присвоен партнером, ID-туннеля должен быть присвоен 0, а для идентификации туннеля должна использоваться AVP ID-туннеля.
5.4. Использование порядковых номеров в канале данных
Порядковые номера определены в заголовке L2TP для управляющих сообщений и опционно для информационных (смотри раздел 3.1). Они используются для организации надежной транспортировки управляющих сообщений (смотри раздел 5.8) и опционно информационных сообщений. Каждый партнер поддерживает отдельную нумерацию для управляющего соединения и для каждой информационной сессии в пределах туннеля.
В отличие от канала управления L2TP, информационный канал L2TP не использует нумерацию сообщений для повторной пересылки. Скорее информационные сообщения могут использовать порядковые номера для детектирования потерь пакетов и/или восстановления исходной последовательности пакетов, которые могут быть перемешаны при транспортировке. LAC может потребовать, чтобы порядковые номера присутствовали в информационных сообщениях, посредством AVP необходимого упорядочения (смотри раздел 4.4.6). Если эта AVP присутствует при установлении сессии, порядковые номера должны присутствовать всегда. Если эта AVP отсутствует, упорядочивание сообщений находится под управлением LNS. Сервер LNS управляет разрешением и запрещением использования порядковых номеров путем посылки информационных сообщений с или без порядковых номеров на протяжении всей сессии. Таким образом, если LAC получает информационное сообщение без порядкового номера, он должен прекратить посылку сообщений с порядковыми номерами. Если LAC получает информационное сообщение с порядковым номером, он должен начать посылку информационных сообщений с порядковыми номерами. Если LNS разрешает нумерацию сообщений после предыдущего запрещения в ходе сессии, порядковые номера устанавливаются в соответствии с состоянием их последнего применения.
LNS может инициировать запрет нумерации сообщений в любое время в ходе сессии (включая первое информационное сообщение). Рекомендуется, чтобы для соединений, где возможна потеря или изменение порядка пакетов, нумерация сообщений была всегда разрешена. Запрещение нумерации возможно, только когда риск ошибки считается приемлемым. Например, если PPP-сессия при туннелировании не использует каких-либо посторонних протоколов или сжатия данных и работает только с IP (как это определено в ходе процедуры инициализации), тогда LNS может запретить нумерацию пакетов так как IP сам следит за их порядком.
5.5. Keepalive (Hello)
Механизм keepalive используется L2TP, для того чтобы разделять простои туннеля от длительных периодов отсутствия управления или информационной активности в туннеле. Это выполняется путем введения управляющих сообщений Hello (смотри раздел 6.5) после специфицированного периода времени, истекшего с момента последнего получения управляющего сообщения через туннель. Как для любого другого управляющего сообщения, при недоставке сообщения Hello туннель объявляется нерабочим, и система возвращается в исходное состояние. Механизм перевода транспортной среды в исходное состояние путем введения сообщений Hello гарантирует, что разрыв соединения между LNS и LAC будет детектирован на обоих концах туннеля.
5.6. Прерывание сессии
Прерывание сессии может быть инициировано LAC или LNS и выполняется путем посылки управляющего сообщения CDN. После того как последняя сессия прервана, управляющее соединение может быть также разорвано. Ниже приводится типовой обмен управляющими сообщениями:
LAC или LNS LAC или LNS
CDN ->
(Clean up)
| (Clean up) |
5.7. 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)
Программа может ликвидировать туннель и все сессии туннеля путем посылки StopCCN. Таким образом, не нужно прерывать каждую сессию, если разорван туннель.
5.8. Надежная доставка управляющих сообщений
L2TP обеспечивает нижний уровень надежного транспорта для всех управляющих сообщений. Поля Nr и Ns заголовка управляющего сообщения (смотри раздел 3.1) относятся к этому транспорту. Функции верхнего уровня L2TP не занимаются повторной пересылкой или упорядочением управляющих сообщений. Надежный управляющий канал обеспечивается за счет специального протокола, например, TCP, поддерживающего повторную пересылку управляющих сообщений и контроль перегрузки. Каждый партнер поддерживает независимую нумерацию сообщений для управляющего канала в туннеле.
Порядковые номера сообщений Ns начинаются с 0. Каждое последующее сообщение имеет номер на 1 больше, чем предыдущее. Номер по порядку, таким образом, является простым счетчиком, работающим по модулю 65536. Порядковый номер в заголовке полученного сообщения рассматривается меньше или равным последнему полученному числу, если его значение лежит в интервале между последним полученным кодом и предыдущими 32767 включительно. Например, если последний полученный номер был равен 15, тогда сообщения с порядковыми номерами 0 - 15, а также 32784 - 65535, будут рассматриваться как сообщение с меньшим или равным номером. Такое сообщение будет рассматриваться как дубликат уже полученного и не будет обрабатываться. Однако, для того чтобы гарантировать, что все сообщения подтверждены корректно (в частности в случае потери сообщения ZLB ACK), получение сообщения-дубликата должно быть подтверждено. Это подтверждение может быть реализовано косвенно, или непосредственно через ZLB ACK.
Все управляющие сообщения в пространстве номеров занимают одну нишу, за исключением подтверждения ZLB. Таким образом, Ns не инкрементируется после посылки сообщения ZLB.
Номер последнего полученного сообщения, Nr, используется для подтверждения сообщений, принятых L2TP-партнером. Этот код должен содержать порядковый номер сообщения, которые партнер ожидает получить следующим (например, последний Ns сообщения (non-ZLB) плюс 1, по модулю 65536). В то время как Nr в полученном ZLB используется для удаления сообщений из локальной очереди сообщений, ждущих imes повторной передачи в локальной очереди (смотри ниже), Nr следующего сообщения не должен обновляться при получении Ns ZLB.
Протокол надежной доставки принимающего партнера ответственен за проверку того, что управляющие сообщения доставлены на верхний уровень в правильном порядке и без дублирования. Сообщения, пребывающие в неверном порядке, могут быть занесены в очередь для последующей корректной доставки, когда пропущенные сообщения будут получены, или они могут быть выброшены, что вынудит партнера послать их повторно. Каждый туннель поддерживает очередь управляющих сообщений, которые нужно передать его партнеру. Сообщение в начале очереди посылается с заданным значением Ns, и хранится до тех пор, пока не придет от партнера управляющее сообщение, в котором поле Nr указывает на то, что данное сообщение получено. Если в течение определенного времени (рекомендуемое значение равно 1 секунде) отклика не получено, сообщение посылается повторно. Повторно посылаемое сообщение имеет то же значение Ns, но величина Nr должна быть сделана равной номеру очередного ожидаемого сообщения.
Каждая повторная посылка сообщения должна реализовываться по истечении задержки, величина которой возрастает экспоненциально от раза к разу. Таким образом, если первая повторная передача происходит спустя 1 секунду, следующая повторная передача может производиться по истечении 2 секунд, затем 4 секунд, и т.д.. Программная реализация может установить верхний предел на время между повторными пересылками сообщения. Этот предел должен быть не меньше 8 секунд. Если после нескольких повторных посылок, не зафиксировано никакого отклика от партнера, (рекомендуемое число попыток равно 5, но должно быть настраиваемым), туннель и все сессии должны быть аннулированы.
Когда туннель закрывается не по причине обрыва соединения, состояние и механизм надежной доставки должны поддерживаться и работать в течение всего периода повторных передач.
Механизм скользящего окна используется для передачи управляющих сообщений. Рассмотрим двух партнеров A & B. Предположим A задает размер приемного окна в сообщениях SCCRQ или SCCRP равным N. B при этом позволено иметь до N ожидающих подтверждения получения сообщений. Когда N послано, нужно ждать подтверждения, которое сдвинет окно, прежде чем посылать новое управляющее сообщение. Программная реализация может поддерживать приемное окно с размером 1 (т.e., посылать AVP размера приемного окна со значением 1), но должно воспринимать от своего партнера окна с шириной до 4 (например, имеет возможность послать 4 сообщения, прежде чем остановиться и ожидать отклика). Значение 0 для AVP размера приемного окна является недопустимым.
При повторной передаче управляющих сообщений следует использовать медленный старт и окно подавления перегрузки. Рекомендуемая процедура для этого описана в приложении A.
Партнер не должен отказываться подтверждать сообщения, в качестве меры управления потоком управляющих сообщений. Предполагается, что реализация L2TP способна работать с входными управляющими сообщениями, возможно реагируя с ошибками, отражающими невозможность выполнения запрашиваемых действий. В приложении B представлены примеры управляющих сообщений, подтверждений и повторных передач.
6. 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.
6.1. Start-Control-Connection-Request (SCCRQ)
Start-Control-Connection-Request
(SCCRQ) является управляющим сообщением, используемым для инициализации туннеля между LNS и LAC. Оно посылается LAC или LNS в процессе установления туннеля. Следующие AVP должны присутствовать в SCCRQ:
AVP типа сообщения (Message Type AVP)
Версия протокола (Protocol Version)
Имя ЭВМ (Host Name)
Возможности кадрового обмена (Framing Capabilities)
Присвоенный туннелю ID (Assigned Tunnel ID)
Следующие AVP могут присутствовать в SCCRQ:
Возможности канала (Bearer Capabilities)
Размер премного окна (Receive Window Size)
Приглашение (Challenge)
Арбитр конфликта (Tie Breaker)
Фирменная версия (Firmware Revision)
Имя производителя (Vendor Name)
6.2. Start-Control-Connection-Reply (SCCRP)
Start-Control-Connection-
Reply (SCCRP) является управляющим сообщением, посланным в ответ на сообщение SCCRQ. SCCRP используется для индикации того, что SCCRQ было принято и установление туннеля должно быть продолжено. Следующие AVP должны присутствовать в SCCRP:
Тип сообщения (Message Type)
Версия протокола (Protocol Version)
Framing Capabilities
Имя ЭВМ (Host Name)
Присвоенный туннелю ID (Assigned Tunnel ID)
Следующие AVP могут присутствовать в SCCRP:
Возможности несущего канала (Bearer Capabilities)
Фирменная версия (Firmware Revision)
Имя производителя (Vendor Name)
Размер приемного окна (Receive Window Size)
Приглашение (Challenge)
Отклик на приглашение (Challenge Response)
6.3. Start-Control-Connection-Connected (SCCCN)
Start-Control-Connection-Connected
(SCCCN) является управляющим сообщением, посылаемым в ответ на SCCRP. SCCCN завершает процесс установления туннеля.
6.4. Stop-Control-Connection-Notification (StopCCN)
Stop-Control-Connection-Notification
(StopCCN) является управляющим сообщением, посылаемым LAC или LNS для информирования своего партнера о том, что туннель закрывается (shutdown) и управляющий канал должен быть разорван. Кроме того, все активные сессии закрываются (без посылки каких-либо управляющих сообщений). Причина для отправки этого запроса указывается в AVP кода результата. Явно отклик на это сообщение не посылается, используется отклик ACK, который используется для обеспечения надежной связи для управляющего соединения транспортного уровня
Следующие AVP должны присутствовать в StopCCN:
Тип сообщения (Message Type)
Присвоенный туннелю ID (Assigned Tunnel ID)
Результирующий код (Result Code)
6.6. Запрос входящего вызова ICRQ (Incoming-Call-Request)
Incoming-Call-Request
(ICRQ) является управляющим сообщением, посылаемым LAC к LNS, когда зарегистрирован входящий вызов. Это первое из трех сообщений обмена, используемых для установления сессии в пределах L2TP туннеля.
ICRQ используется для индикации того, что для данного вызова должна быть установлена сессия между LAC и LNS, и предоставляет LNS параметры сессии. LAC может отложить ответ на вызов, до тех пор пока он не получит ICRP от LNS, указывающий, что должна быть запущена сессия. Этот механизм позволяет LNS получить достаточно информации о вызове, прежде чем будет определено, следует ли на него отвечать. В качестве альтернативы LAC может ответить на вызов, согласовать аутентификацию LCP и PPP, и использовать информацию, полученную для выбора LNS. В этом случае, к моменту получения сообщения ICRP на вызов уже получен ответ; в этом случае LAC просто разыгрывает шаги "call indication" и "call answer". Следующие AVP должны присутствовать в ICRQ:
Тип сообщения
ID, Присвоенный сессии (Assigned Session ID)
Call Serial Number
Следующие AVP могут присутствовать в ICRQ:
Тип носителя (Bearer Type)
ID физического канала (Physical Channel ID)
Вызывающий номер (Calling Number)
Вызванный номер (Called Number)
Субадрес (Sub-Address)
6.7. Отклик входящего вызова ICRP (Incoming-Call-Reply)
Incoming-Call-Reply
(ICRP) является управляющим сообщением, посылаемым LNS к LAC в ответ на полученное сообщение ICRQ. Он является вторым из трех сообщений обмена, используемых для установления сессии в пределах L2TP туннеля.
ICRP используется для индикации того, что ICRQ успешен, и для LAC, чтобы ответить на вызов, если это еще не было сделано. Оно позволяет также LNS индицировать необходимые параметры для L2TP-сессии. Следующие AVP должны присутствовать в ICRP:
Тип сообщения (Message Type)
ID, присвоенный сессии (Assigned Session ID)
6.8. Incoming-Call-Connected (ICCN)
Incoming-Call-Connected
(ICCN) является управляющим сообщением, посылаемым от LAC к LNS в ответ на полученное сообщение ICRP. Оно является третьим сообщением из трех сообщений обмена, используемых для установления сессий в пределах L2TP-туннеля.
ICCN используется для индикации того, что ICRP принято, на вызов получен ответ, а L2TP-сессия должна перейти в состояние “установлена”. Оно также предоставляет дополнительную информацию LNS о параметрах, используемых для вызова, на который получен ответ (параметры, которые не всегда быть доступны в момент посылки ICRQ).
Следующие AVP должны присутствовать в ICCN:
Тип сообщения (Message Type)
Скорость обмена в канале ((Tx) Connect Speed)
Тип кадрового обмена (Framing Type)
Следующие AVP могут присутствовать в ICCN:
Initial Received LCP CONFREQ
Последнее посланное LCP CONFREQ
Последнее полученное LCP CONFREQ
Тип Proxy Authen
Имя Proxy Authen
Приглашение Proxy Authen
Прокси Authen ID
Отклик прокси Authen
ID частной группы
Скорость обмена соединения (Rx Connect Speed)
Необходима нумерация (Sequencing Required)
6.9. Запрос исходящего вызова OCRQ (Outgoing-Call-Request)
Outgoing-Call-Request
(OCRQ) является управляющим сообщением, посылаемым от LNS к LAC для индикации того, что необходимо осуществить исходящий вызов LAC. Оно является первым сообщением из трех, которые используются для установления сессии в пределах L2TP-туннеля.
OCRQ используется для индикации того, что сессия для данного вызова между LNS и LAC установлена и предоставляет LAC параметры L2TP-сессии и вызова.
LNS должен получить от LAC AVP Bearer Capabilities (возможностей носителя) на фазе установления туннеля, для того чтобы послать LAC исходящий вызов. Следующие AVP должны присутствовать в OCRQ:
Тип сообщения (Message Type)
ID, присвоенное сессии (Assigned Session ID)
Call Serial Number
Минимальный BPS
Максимальный BPS
Тип несущего канала (Bearer Type)
Тип кадрового обмена (Framing Type)
Телефонный номер адресата (Called Number)
| Следующие AVP могут присутствовать в OCRQ: | Sub-Address |
6.10. Отклик исходящего вызова OCRP (Outgoing-Call-Reply)
Сообщение Outgoing-Call-Reply (OCRP) является управляющим сообщением, посылаемым от LAC к LNS в ответ на полученное сообщение OCRQ. Оно является вторым из трех сообщений, которые используются при установлении сессии в L2TP-туннеле. OCRP используется для индикации того, что LAC может попытаться послать исходящий вызов и вернуть определенные параметры, относящиеся к попытке вызова. Следующие AVP должны присутствовать в OCRP:
Тип сообщения (Message Type)
Assigned Session ID
| Следующие AVP могут присутствовать в OCRP: | Physical Channel ID |
6.11. Outgoing-Call-Connected (OCCN)
Сообщение Outgoing-Call-Connected (OCCN) является управляющим сообщением, посылаемым от LAC к LNS, следом за OCRP, и после того как исходящий вызов завершен. Это завершающее сообщение из трех, используемых при установлении сессии в пределах L2TP-туннеля.
OCCN используется для индикации того, что результат запрошенного исходящего вызова положителен. Оно также предоставляет LNS информацию об определенных параметрах, полученных после реализации вызова. Следующие AVP должны присутствовать в OCCN:
Тип сообщения (Message Type)
Скорость обмена ((Tx) Connect Speed)
Тип кадрового обмена (Framing Type)
Следующие AVP могут присутствовать в OCCN:
Скорость обмена (Rx Connect Speed)
Необходима нумерация (Sequencing Required)
6.12. Call-Disconnect-Notify (CDN)
Сообщение Call-Disconnect-Notify (CDN) является L2TP управляющим сообщением, посылаемым LAC или LNS с целью запроса разрыва соединения для определенного вызова в пределах туннеля. Его целью является информирование партнера о рассоединении и причине разрыва соединения. Партнер должен освободить все ресурсы, и не посылать сообщений о причине данной операции.
Следующие AVP должны присутствовать в CDN:
Message Type
Код результата (Result Code)
Assigned Session ID
| Следующие AVP могут присутствовать в CDN: | Код причины Q.931 |
6.13. WAN-Error-Notify (WEN)
Сообщение WAN-Error-Notify является L2TP управляющим сообщением, посылаемым от LAC к LNS для индикации условий ошибки WAN (условия, которые реализовались в интерфейсе, поддерживающим PPP). Счетчики в этом сообщении являются накопительными. Это сообщение должно посылаться, только когда произошла ошибка, и не чаще чем раз в 60 секунд. Счетчики сбрасываются, когда реализуется новый вызов. Следующие AVP должны присутствовать в WEN:
Тип сообщения (Message Type)
Ошибки вызова (Call Errors)
6.14. 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
7. Машины состояний управляющего соединения
Управляющие сообщения, определенные в разделе 6 пересылаются в соответствии с таблицами состояний, описанными в данном разделе. Таблицы определены для входящих вызовов, исходящих вызовов, а также для инициации самого туннеля. Таблицы состояний не задают таймауты и поведение при повторной передаче, так как это определяется механизмами, рассмотренными в секции 5.8.
7.1. 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.
7.2. 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.
7.2.1. Установление контрольного соединения
Состояние |
Событие |
Действие |
Новое состояние |
| Idle | Local Open request | Послать SCCRQ | wait-ctl-reply |
| Idle |
Получить SCCRQ, приемлемо |
Послать SCCRP | wait-ctl-conn |
| idle |
Получить SCCRQ, не приемлемо |
Послать StopCCN, Clean up |
idle |
| idle | Получить SCCRP |
Послать StopCCN Clean up |
idle |
| Idle | Получить SCCCN | Clean up | idle |
| wait-ctl-reply |
Получить SCCRP, приемлемо |
Послать SCCCN, Послать tunnel-open ожидающей сессии |
established |
| wait-ctl-reply |
Получить SCCRP, не приемлемо |
Послать StopCCN, Clean up |
idle |
| wait-ctl-reply |
Получить SCCRQ, проигрыш tie-breaker |
Clean up, Re-queue SCCRQ для состояния idle |
idle |
| wait-ctl-reply | Получить SCCCN |
Послать StopCCN Clean up |
idle |
| wait-ctl-conn |
Получить SCCCN, приемлемо |
Послать tunnel-open ожидающей сессии |
established |
| wait-ctl-conn |
Получить SCCCN, не приемлемо |
Послать StopCCN, Clean up |
idle |
| wait-ctl-conn |
Получить SCCRP, SCCRQ |
Послать StopCCN, Clean up |
idle |
| Established |
Local Open request (новый вызов) |
Послать tunnel-open ожидающей сессии |
established |
| Еstablished |
Административное закрытие туннеля |
Послать StopCCN Clean up |
idle |
| Established |
Получить SCCRQ, SCCRP, SCCCN |
Send StopCCN Clean up |
idle |
|
Idle wait-ctl-reply, wait-ctl-conn, established |
Получить StopCCN | Clean up | idle |
Idle
(пассивно)
Инициатор и получатель начинают функционирование из этого состояния. Инициатор посылает SCCRQ, в то время как получатель остается в пассивном состоянии вплоть до получения SCCRQ.
wait-ctl-reply
(ожидание управляющего отклика)
Инициатор проверяет, не поступил ли запрос на установление еще одного соединения от того же самого партнера, и если это так, реагирует на столкновение, как это описано в разделе 5.8.
Когда получено SCCRP, оно проверяется на совместимость версии. Если версия отклика ниже версии посланного запроса, должна использоваться более старая (низшая) версия. Если версия отклика более ранняя, и она поддерживается, инициатор переходит в состояние “установлено”. Если версия более ранняя и не поддерживается, партнеру должно быть послано StopCCN, а инициатор переходит в исходное состояние и разрывает туннель.
wait-ctl-conn
(ожидание управляющего соединения)
Состояние, когда ожидается SCCCN; после получения, проверяется отклик приглашения. Туннель оказывается установленным, или разорванным, если не прошла аутентификация.
Established
(установлено)
Установленное соединение может быть аннулировано по местным причинам или в результате получения Stop-Control-Connection-Notification. В случае местного разрыва инициатор должен послать Stop-Control-Connection-Notification и ликвидировать туннель.
Если инициатор получает Stop-Control-Connection-Notification, он должен разорвать туннель.
7.3. Временные соображения
В силу того, что телефонная связь по своей природе работает в реальном времени, как LNS, так и LAC должны быть реализованы по многопроцессной схеме, такой чтобы сообщения, относящиеся к нескольким вызовам, не блокировались.
7.4. Входящие вызовы
Сообщение Incoming-Call-Request генерируется LAC, когда зарегистрирован входящий вызов (например, звонки в телефонной линии). LAC выбирает ID-сессии и порядковый номер и индицирует тип носителя вызова. Модемы должны всегда индицировать аналоговый тип вызова. Вызовы ISDN должны индицировать цифровой тип вызова, когда доступно цифровое обслуживание и используется настройка скорости обмена, и аналоговый, если применен цифровой модем. Вызывающий номер, вызываемый номер и субадрес могут быть включены в сообщение, если они доступны через телефонную сеть.
Раз LAC посылает Incoming-Call-Request, он ждет отклика от LNS, но необязательно отвечает на вызов из телефонной сети. LNS может решить не воспринять вызов если:
Нет ресурсов для поддержки новых сессий;
Поля вызывающего, вызываемого и субадреса не соответствуют авторизованному пользователю;
Сервис носителя не авторизован или не поддерживается.
Если LNS решает принять вызов, он откликается посылкой Incoming-Call-Reply. Когда LAC получает Incoming-Call-Reply, он пытается подключить вызов. Последнее сообщение о подключении от LAC к LNS указывает, что статус вызова для LAC и LNS должнен перейти в состояние “установлено”. Если вызов завершается до того, как LNS успел принять его, LAC посылает Disconnect-Notify, чтобы индицировать эту ситуацию.
Когда телефонный клиент вешает трубку, LAC посылает сообщение Call-Disconnect-Notify. Если LNS хочет аннулировать вызов, он посылает сообщение Call-Disconnect-Notify и ликвидирует свою сессию.
7.4.1. 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 |
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.
7.4.2. Состояния LNS входящих вызовов
Приемлемо
Не приемлемо
Clean up
Clean up
Приемлемо
Не приемлемо
Clean up
Clean up
wait-connect,
established
established
Clean up
Clean up
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.
7.5. Исходящие вызовы
Исходящие вызовы инициируются LNS и заставляют LAC реализовать вызов. Для исходящих вызовов используется три сообщения: Outgoing-Call-Request, Outgoing-Call-Reply, и Outgoing-Call-Connected. LNS посылает Outgoing-Call-Request, специфицирующий телефонный номер партнера, субадрес и другие параметры. LAC должен реагировать на сообщение Outgoing-Call-Request откликом Outgoing-Call-Reply, так как LAC определяет, что имеется возможность реализовать вызов, который должен быть административно авторизован. Например, разрешено ли LNS осуществлять международные телефонные вызовы? Если для исходящего вызова осуществлено соединение, LAC посылает LNS сообщение Outgoing-Call-Connected, характеризующее окончательный результат попытки вызова.
7.5.1. 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 |
/p> 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.
7.5.2. Состояние исходящего вызова LNS
tunnel-open
OCRP, CDN
Приемлемо
Не приемлемо
Clean up
Clean up
Clean up
wait-reply,
wait-connect,
established
OCRP, OCCN
Clean up
wait-connect,
established
Clean up
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.
7.6. Ликвидация туннеля
Разрыв туннеля происходит в случае посылки партнером сообщения Stop-Control-Connection-Notification. Отправитель этого уведомления должен ждать определенное время отклика на это сообщение, прежде чем ликвидировать управляющую информацию, имеющую отношение к туннелю. Получатель этого уведомления должен послать подтверждение получения этого сообщения и затем ликвидировать управляющую информацию.
Конкретная программная реализация может использовать определенный алгоритм принятия решения о разрыве управляющего соединения. Некоторые реализации могут оставить туннель открытым на некоторое время. Другие могут решить закрыть туннель немедленно после разрыва последнего соединения пользователей.
8. Реализация L2TP 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.
8.1. L2TP через UDP/IP
L2TP использует зарегистрированный UDP-порт 1701 [RFC1700]. Весь L2TP-пакет, включая поле данных и L2TP-заголовок, пересылается внутри UDP-дейтограммы. Создатель L2TP-туннеля выбирает доступный UDP-порт (который может быть или не быть 1701), и посылает пакет по нужному адресу места назначения с номером порта 1701. Получатель выбирает свободный номер порта в своей системе (который может быть или не быть 1701), и посылает отклик инициатору по его номеру порта и адресу. Раз номера портов отправителя и получателя определены, они должны оставаться неизменными в течение всей жизни туннеля.
Может происходить IP-фрагментация, так как L2TP- пакет путешествует через Интернет. Протокол L2TP не предпринимает каких-то специальных усилий, чтобы оптимизировать этот процесс.
По умолчанию для любых реализаций L2TP должно быть активизировано контрольное суммирование UDP как для управляющих, так и информационных сообщений. Реализация L2TP может предоставить опцию, способную блокировать контрольное суммирование UDP-дейтограмм для информационных сообщений. Рекомендуется, чтобы контрольные суммы UDP были всегда активированы для управляющих сообщений.
Порт 1701 используется как пакетами L2F [RFC2341], так и L2TP. Поле версия в каждом из заголовков может использоваться, чтобы отличить пакеты этих двух типов (L2F использует значение 1, а версия L2TP, описанная в этом документе, использует 2). Реализация L2TP, работающая в системе, которая не поддерживает L2F, должна отбрасывать все L2F-пакеты.
Для PPP-клиентов, использующих туннель L2TP-поверх-UDP/IP, PPP-связь имеет возможность менять порядок или отбрасывать пакеты. В первом случае могут нарушаться протоколы, отличные от IP и использующие для транспортировки PPP. Во втором – могут нарушаться протоколы, в которых предполагается по пакетный контроль ошибок, такой как TCP со сжатием заголовков. Контроль порядка можно осуществить, используя номера информационных L2TP-сообщений, если какой-то протокол, транспортируемый через PPP-туннель, не способен справиться с изменением порядка пакетов.
Молчаливое отбрасывание пакетов может оказаться проблематичным для некоторых протоколов. Если в PPP разрешена надежная доставка [RFC1663], никакой выше расположенный протокол не может столкнуться с потерей пакетов. Если в L2TP разрешена нумерация пакетов, L2TP может контролировать потерю пакетов. В случае LNS, PPP и L2TP стеки присутствуют в LNS, и потеря пакета может регистрироваться, как если бы пакет получен с неверной CRC. Когда клиенты LAC и PPP физически различны, возможна аналоговая сигнализация, реализуемая путем посылки PPP-клиенту пакета с неверной контрольной суммой. Заметим, что это сильно усложнит отладку канальных программ клиента, так как статистика клиента не сможет отличить истинные ошибки транспортной среды от ошибок, инициированных LAC. Эта техника нереализуема на аппаратном уровне.
Если используется VJ-сжатие, и не разрешена ни надежная доставка в PPP, ни нумерация пакетов, каждый потерянный пакет будет приводить к вероятности 2-16 того, что сегмент TCP будет переадресован с неверным содержимым [RFC1144]. Там где вероятность потери велика, не следует использовать сжатие заголовков TCP-сегментов.
8.2. IP
При работе в IP-среде протокол L2TP должен обеспечить UDP-инкапсуляцию, описанную в 8.1. Другие конфигурации (возможно соответствующие формату со сжатием заголовков) могут быть определены и доступны в качестве конфигурируемой опции.
9. Соображения безопасности
Протокол L2TP сталкивается при своей работе с несколькими проблемами безопасности. Ниже рассмотрены некоторые подходы для решения этих проблем.
9.1. Безопасность на конце туннеля
Концы туннеля могут опционно выполнять процедуру аутентификации друг друга при установлении туннеля. Эта аутентификация имеет те же атрибуты безопасности, что и CHAP, и обладает разумной защитой против атак воспроизведения и искажения в процессе установления туннеля. Этот механизм не реализует аутентификации при формировании туннеля; так как достаточно просто для злонамеренного пользователя, который наблюдает обмен в туннеле, ввести свои пакеты, когда аутентификация полностью завершена.
Для реализации аутентификации LAC и LNS должны использовать общий секретный ключ. Каждая из сторон использует один и тот же ключ, когда выполняет роль аутентификатора и аутентифицируемого. Так как используется только один ключ, AVP аутентификации туннеля несут в себе разные значения полей в CHAP ID для вычисления дайджеста каждого сообщения, чтобы противостоять атакам воспроизведения.
Assigned Tunnel ID и Assigned Session ID (смотри раздел 4.4.3) должны быть выбраны непредсказуемым образом. Такая методика препятствует деятельности хакеров, которые не имеют доступа к пакетам, которыми обмениваются LAC и LNS.
9.2. Безопасность пакетного уровня
Обеспечение безопасности L2TP требует, чтобы транспортная среда могла обеспечить шифрование передаваемых данных, целостность сообщений и аутентификацию услуг для всего L2TP-трафика. Этот безопасный транспорт работает с пакетом L2TP в целом и функционально независим от PPP и протокола, вложенного в PPP. Как таковой, L2TP ответственен за конфиденциальность, целостность и аутентифицированность L2TP-пакетов внутри туннеля (LAC и LNS).
9.3. Безопасность от начала до конца
Защищая поток L2TP-пакетов, так как это делает безопасный транспорт, мы защищаем данные, передаваемые по PPP-туннелю от LAC к LNS. Такая защита не должна рассматриваться как замена для безопасности точка-точка при передаче данных между ЭВМ или приложениями.
9.4. L2TP и IPsec
При работе поверх IP, IPsec (безопасный IP) предоставляет безопасность на пакетном уровне за счет ESP и/или AH. Все управляющие и информационные пакеты L2TP в конкретном туннеле выглядят для системы Ipsec, как обычные информационные UDP/IP-пакеты.
Помимо транспортной безопасности IP, IPsec определяет режим работы, который позволяет туннелировать IP-пакеты. Шифрование и аутентификация на пакетном уровне, выполняемые режимом туннеля IPsec и средства L2TP, поддержанные IPsec предоставляют эквивалентные уровни безопасности.
IPsec определяет также средства контроля доступа, которые необходимы для приложений, поддерживающих IPsec. Эти средства позволяют фильтровать пакеты, на основе характеристик сетевого и транспортного уровней, таких как IP-адрес, порт, и т.д.. В модели L2TP-туннеля, аналогичная фильтрация выполняется на PPP-уровне или сетевом уровне поверх L2TP. Эти средства управления доступом на сетевом уровне могут быть реализованы в LNS за счет механизма авторизации, специфицированного производителем, или на сетевом уровне, используя транспортный режим IPsec точка-точка между взаимодействующими ЭВМ.
9.5. Аутентификация прокси PPP
L2TP определяет AVP, которые могут пересылаться в процессе установления сессии с целью передачи PPP аутентификационной информации, полученной в LAC, для перепроверки в LNS (смотри раздел 4.4.5). Это предполагает полное доверие между LAC и LNS. Если LNS решит использовать прокси аутентификацию, она должна быть конфигурируема, требуя нового цикла PPP-аутентификации по инициативе LNS (который может включать или нет новый раунд согласования параметров с LCP).
10. 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.
10.1. Атрибуты AVP
Как это определено в разделе 4.1, AVP содержат поля ID производителя, атрибута и значения. Для ID производителя значение 0 IANA поддерживает регистр присвоенных атрибутов, а в некоторых случаях и значений. Атрибуты 0-39 присвоены согласно тому, как это описано в разделе 4.4. Остальные значения доступны для присвоения при согласовании с IETF [RFC 2434].
10.2. Значения типа сообщения AVP
Как определено в разделе 4.4.1, AVP типа сообщения (тип атрибута 0) имеет значение поддерживаемое IANA. Значения 0-16 определены в разделе 3.2, остальные - могут присваиваться по согласованию с IETF [RFC 2434]
10.3. Значения результирующих кодов AVP
Как это определено в разделе 4.4.2, результирующий код AVP (тип атрибута 1) содержит три поля. Два из них (поля кодов результата и ошибки) имеют значения, обслуживаемые IANA.
10.3.1. Значения поля кода результата
AVP кода результата может быть включено в сообщения CDN и StopCCN. Допустимые значения поля кода результата AVP зависят от значения типа сообщения AVP. Для сообщения StopCCN, значения 0-7 определены в разделе 4.4.2; для сообщения StopCCN, значения 0-11 определены в том же разделе. Оставшиеся значения поля кода результата для обоих сообщений доступны для присвоения через согласование с IETF [RFC 2434].
10.3.2. Значения поля кода ошибки
Значения 0-7 определены в разделе 4.4.2. Значения 8-32767 доступны для присвоения через согласование с IETF [RFC 2434]. Оставшиеся значения поля кода ошибки доступны для присвоения в соответствии с алгоритмом “первый пришел – первым обслужен” [RFC 2434].
10.4. Framing Capabilities & Bearer Capabilities
AVP Framing Capabilities и Bearer Capabilities (определенные в разделе 4.4.3) содержат 32-битовые маски. Дополнительные биты могут быть определены через стандартную процедуру [RFC 2434].
10.5. Значения типов прокси аутентификации AVP
AVP типа прокси Authen (тип атрибута 29) имеет ассоциированное значение, поддерживаемое IANA. Значения 0-5 определены в разделе 4.4.5, оставшиеся значения доступны для присвоения по схеме “первым пришел – первым обслужен” [RFC 2434].
10.6. Биты заголовка AVP
Имеется 4 резервных бита в заголовке AVP. Дополнительные биты должны присваиваться через стандартную процедуру [RFC 2434].
11. 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 |
/p>
Приложение A: |
Медленный старт в управляющем канале и подавление перегрузки |
Медленный старт и подавление перегрузки используют несколько переменных. Окно перегрузки (CWND) определяет число пакетов, которые отправитель может послать, не дожидаясь подтверждения. Размер CWND расширяется и сокращается так, как это описано ниже. Заметим, однако, что CWND никогда не должно превышать размера окна, полученного из AVP приемного окна (далее предполагается, что любое увеличение ограничивается размером приемного окна). Переменная SSTHRESH определяет, когда отправитель переходит от медленного старта к подавлению перегрузки. Медленный старт используется, когда CWND меньше SSHTRESH.
Отправитель начинает работу с фазы медленного старта. Начальный размер CWND равен одному пакету, а уровень SSHTRESH в начальный момент определяется размером окна (полученным из AVP приемного окна). Отправитель передает один пакет и ждет подтверждения получения. Когда подтверждение получено, окно перегрузки увеличивается на единицу и становится равным двум. Во время медленного старта, размер CWND увеличивается на единицу при получении каждого ACK. Увеличение CWND на 1 при получении ACK приводит к удвоению CWND за время RTT, что эквивалентно экспоненциальному росту. Когда значение CWND достигает SSHTRESH, фаза медленного старта завершается и начинается подавление перегрузки.
При подавлении перегрузки, CWND расширяется более медленно. В частности, оно увеличивается на 1/CWND для каждого полученного подтверждения ACK. Расширение окна на фазе подавления перегрузки является линейным, с увеличением CWND на 1 за время RTT.
Когда происходит перегрузка (индицируемая повторной передачей пакета) половина CWND записывается в SSTHRESH, а CWND делается равным 1. Отправитель после этого возвращается в режим медленного старта.
Приложение B: Примеры управляющих сообщений
B.1: Установление туннеля Lock-step
В этом примере, LAC формирует туннель, при этом реализуется обмен сообщениями в обоих направлениях. В этом примере показано, что окончательное подтверждение посылается в сообщении ZLB ACK. Альтернативой может быть подтверждение, пришедшее в сообщении, посланном в ответ на ICRQ или OCRQ, которые направляются стороной, инициировавшей формирование туннеля.
LAC или LNSLNS или LAC
SCCRQ ->
Nr: 0, Ns: 0
| Nr: 1, Ns: 0 |
Nr: 1, Ns: 1
B.2: Потеря пакета и повторная передача
Существующий туннель имеет новую сессию, запрошенную LAC. Пакет ICRP потерян и должен быть послан LNS повторно. Заметим, что потеря ICRP несет в себе две проблемы: это не только блокирует машину состояний высокого уровня, но и лишает LAC своевременного прихода подтверждения его ICRQ на нижнем уровне.
LAC LNS
ICRQ ->
Nr: 1, Ns: 2
| (пакет потерян) | |
| Nr: 3, Ns: 1 |
ICRQ ->
Nr: 1, Ns: 2
(Понимая, что он уже видел этот пакет, LNS отбрасывает его и посылает ZLB)
| Nr: 3, Ns: 2 |
| Nr: 3, Ns: 1 |
Nr: 2, Ns: 3
| Nr: 4, Ns: 2 |
Протокол UDP
4.4.2 Протокол UDP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Протокол UDP (user datagram protocol, RFC-768) является одним из основных протоколов, расположенных непосредственно над IP. Он предоставляет прикладным процессам транспортные услуги, немногим отличающиеся от услуг протокола IP. Протокол UDP обеспечивает доставку дейтограмм, но не требует подтверждения их получения. Протокол UDP не требует соединения с удаленным модулем UDP ("бессвязный" протокол). К заголовку IP-пакета udp добавляет поля порт отправителя и порт получателя, которые обеспечивают мультиплексирование информации между различными прикладными процессами, а также поля длина
udp-дейтограммы и контрольная сумма, позволяющие поддерживать целостность данных. Таким образом, если на уровне ip для определения места доставки пакета используется адрес, на уровне UDP - номер порта.
Примерами сетевых приложений, использующих UDP, являются NFS(network file system), TFTP(trivial file transfer protocol, RFC-1350), RPC (remote procedure call, RFC-1057) и SNMP (simple network management protocol, RFC-1157). Малые накладные расходы, связанные с форматом UDP, а также отсутствие необходимости подтверждения получения пакета, делают этот протокол наиболее популярным при реализации приложений мультимедиа, но главное его место работы - локальные сети и мультимедиа.
Прикладные процессы и модули UDP взаимодействуют через UDP-порты. Эти порты нумеруются, начиная с нуля. Прикладной процесс, предоставляющий некоторые услуги (сервер), ожидает сообщений, направленных в порт, специально выделенный для этих услуг. Программа-сервер ждет, когда какая-нибудь программа-клиент запросит услугу.
Например, сервер snmp всегда ожидает сообщения, адресованного в порт 161. Если клиент snmp желает получить услугу, он посылает запрос в UDP-порт 161 на машину, где работает сервер. На каждой машине может быть только один агент SNMP, т.к. существует только один порт 161. Данный номер порта является общеизвестным, т.е. фиксированным номером, официально выделенным в сети Internet для услуг SNMP. Общеизвестные номера портов определяются стандартами Internet (см. табл. 4.4.2.1).
Данные, отправляемые прикладным процессом через модуль UDP, достигают места назначения как единое целое. Например, если процесс-отправитель производит 5 записей в порт, то процесс-получатель должен будет сделать 5 чтений. Размер каждого записанного сообщения будет совпадать с размером каждого прочитанного. Протокол UDP сохраняет границы сообщений, определяемые прикладным процессом. Он никогда не объединяет несколько сообщений в одно и не делит одно сообщение на части. Формат UDP-сообщений представлен ниже на рис. 4.4.2.1:
Рис. 4.4.2.1 Формат UDP-дейтограмм
Длина сообщения равна числу байт в UDP-дейтограмме, включая заголовок. Поле UDP контрольная сумма содержит код, полученный в результате контрольного суммирования UDP-заголовка и поля данные. Не трудно видеть, что этот протокол использует заголовок минимального размера (8 байт). Таблица номеров UDP-портов приведена ниже (4.4.2.1). Номера портов от 0 до 255 стандартизованы и использовать их в прикладных задачах не рекомендуется. Но и в интервале 255-1023 многие номера портов заняты, поэтому прежде чем использовать какой-то порт в своей программе, следует заглянуть в RFC-1700. Во второй колонке содержится стандартное имя, принятое в Internet, а в третей - записаны имена, принятые в unix.
Таблица 4.4.2.1 Номера UDP-портов (более полный перечень в RFC-1700; Если какой-то номер порта в перечне отсутствует, это не означает, что он не зарезервирован и его можно использовать, просто я сэкономил место)
| Номер порта | Обозначение | Назначение |
| 1397 | Аudio-activmail | Активная звуковая почта |
| 1398 | Video-activmail | Активная видео-почта |
| 5002 | RFE | Радио-Ethernet |
| 6000-6063 | X11 | Система X Windows |
| 7008 | AFS3-update | Сервер-сервер актуализация |
/p> Модуль IP передает поступающий IP-пакет модулю UDP, если в заголовке этого пакета указан код протокола UDP. Когда модуль UDP получает дейтограмму от модуля IP, он проверяет контрольную сумму, содержащуюся в ее заголовке. Если контрольная сумма равна нулю, это означает, что отправитель ее не подсчитал. ICMP, IGMP, UDP и TCP протоколы имеют один и тот же алгоритм вычисления контрольной суммы (RFC-1071). Но вычисление контрольной суммы для UDP имеет некоторые особенности. Во-первых, длина UDP-дейтограммы может содержать нечетное число байт, в этом случае к ней добавляется нулевой байт, который служит лишь для унификации алгоритма и никуда не пересылается. Во-вторых, при расчете контрольной суммы для UDP и TCP добавляются 12-байтные псевдо-заголовки, содержащие IP-адреса отправителя и получателя, код протокола и длину дейтограммы (см. рис. 4.4.2.2). Как и в случае IP-дейтограммы, если вычисленная контрольная сумма равна нулю, в соответствующее поле будет записан код 65535.
Рис. 4.4.2.2. Псевдозаголовок, используемый при расчете контрольной суммы
Если контрольная сумма правильная (или равна 0), то проверяется порт назначения, указанный в заголовке дейтограммы. Если прикладной процесс подключен к этому порту, то прикладное сообщение, содержащиеся в дейтограмме, становится в очередь к прикладному процессу для прочтения. В остальных случаях дейтограмма отбрасывается. Если дейтограммы поступают быстрее, чем их успевает обрабатывать прикладной процесс, то при переполнении очереди сообщений поступающие дейтограммы отбрасываются модулем UDP. Следует учитывать, что во многих посылках контрольное суммирование не охватывает адреса отправителя и места назначения. При некоторых схемах маршрутизации это приводит к зацикливанию пакетов в случае повреждения его адресной части (адресат не признает его "своим").
Так как максимальная длина IP-дейтограммы равна 65535 байтам, максимальная протяженность информационного поля UDP-дейтограммы составляет 65507 байт. На практике большинство систем работает с UDP-дейтограммами с длиной 8192 байта или менее. Детальное описание форматов, полей пакетов и пр. читатель может найти в RFC-768.
Протокол управления SNMP
4.4.13 Протокол управления SNMP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Интернет - гигантская сеть. Напрашивается вопрос, как она сохраняет свою целостность и функциональность без единого управления? Если же учесть разнородность ЭВМ, маршрутизаторов и программного обеспечения, используемых в сети, само существование Интернет представится просто чудом. Так как же решаются проблемы управления в Интернет? Отчасти на этот вопрос уже дан ответ – сеть сохраняет работоспособность за счет жесткой протокольной регламентации. "Запас прочности" заложен в самих протоколах. Функции диагностики возложены, как было сказано выше, на протокол ICMP. Учитывая важность функции управления, для этих целей создано два протокола SNMP(Simple Network Management Protocol, RFC-1157, -1215, -1187, -1089 разработан в 1988 году) и CMOT (Common Management Information services and protocol over TCP/IP, RFC-1095, в последнее время применение этого протокола ограничено). Обычно управляющая прикладная программа воздействует на сеть по цепочке SNMP-UDP-IP-Ethernet. Наиболее важным объектом управления обычно является внешний порт сети (gateway) или маршрутизатор сети. Каждому управляемому объекту присваивается уникальный идентификатор.
Протокол snmp работает на базе транспортных возможностей UDP и предназначен для использования сетевыми управляющими станциями. Он позволяет управляющим станциям собирать информацию о положении в сети Интернет. Протокол определяет формат данных, а их обработка и интерпретация остаются на усмотрение управляющих станций или менеджера сети. SNMP-сообщения не имеют фиксированного формата и фиксированных полей. При своей работе SNMP использует управляющую базу данных (MIB - management information base, RFC-1213, -1212).
Алгоритмы управления в Интернет обычно описывают в нотации ASN.1 (Abstract Syntax Notation). Все объекты в Интернет разделены на 10 групп и описаны в MIB: система, интерфейсы, обмены, трансляция адресов, IP, ICMP, TCP, UDP, EGP, SNMP. В группу "система" входит название и версия оборудования, операционной системы, сетевого программного обеспечения и пр.. В группу "интерфейсы" входит число поддерживаемых интерфейсов, тип интерфейса, работающего под IP (Ethernet, LAPB etc.), размер дейтограмм, скорость обмена, адрес интерфейса. IP-группа включает в себя время жизни дейтограмм, информация о фрагментации, маски субсетей и т.д. В TCP-группу входит алгоритм повторной пересылки, максимальное число повторных пересылок и пр.. Ниже приведена таблица (4.4.13.1) команд (pdu - protocol data unit) SNMP:
Таблица 4.4.13.1 Команды SNMP
Рис. 4.4.13.1 Схема запросов/откликов snmp
Формат SNMP-сообщений, вкладываемых в UDP-дейтограммы, имеет вид (рис. 4.4.13.2):
Рис. 4.4.13.2 Формат snmp-сообщений, вкладываемых в UDP-дейтограммы
Поле версия содержит значение, равное номеру версии snmp минус один. Поле пароль (community – определяет группу доступа) содержит последовательность символов, которая является пропуском при взаимодействии менеджера и объекта управления. Обычно это поле содержит 6-байтовую строку public, что означает общедоступность. Для запросов GET, GET-next и SET значение идентификатора запроса устанавливается менеджером и возвращается объектом управления в отклике GET, что позволяет связывать в пары запросы и отклики. Поле фирма (enterprise) = sysobjectid объекта. Поле статус ошибки характеризуется целым числом, присланным объектом управления:
Таблица 4.4.13.2. Номера и назначения используемых портов
| Назначение | Порт | Пояснение |
| SNMP | 161/TCP | Simple Network Management Protocol |
| SNMP | 162/TCP | Trap |
| SMUX | 199/TCP | SNMP Unix Multiplexer |
| SMUX | 199/UDP | SNMP Unix Multiplexer |
| synoptics-relay | 391/TCP | SynOptics SNMP Relay Port |
| synoptics-relay | 391/UDP | SynOptics SNMP Relay Port |
| agentx | 705/TCP | AgentX |
| snmp-tcp-port | 1993/TCP | cisco SNMP TCP port |
| snmp-tcp-port | 1993/UDP | cisco SNMP TCP port |
/p> Таблица 4.4.13.3. Коды ошибок
| Статус ошибки | Имя ошибки | Описание |
| 0 | Noerror | Все в порядке; |
| 1 | Toobig | Объект не может уложить отклик в одно сообщение; |
| 2 | Nosuchname | В операции указана неизвестная переменная; |
| 3 | badvalue | В команде set использована недопустимая величина или неправильный синтаксис; |
| 4 | Readonly | Менеджер попытался изменить константу; |
| 5 | Generr | Прочие ошибки. |
Таблица 4.4.13.4. Коды TRAP
| Тип TRAP | Имя TRAP | Описание |
| 0 | Coldstart | Установка начального состояния объекта. |
| 1 | Warmstart | Восстановление начального состояния объекта. |
| 2 | Linkdown | Интерфейс выключился. Первая переменная в сообщении идентифицирует интерфейс. |
| 3 | Linkup | Интерфейс включился. Первая переменная в сообщении идентифицирует интерфейс. |
| 4 | Authenticationfailure | От менеджера получено snmp-сообщение с неверным паролем (community). |
| 5 | EGPneighborloss | R$GP-партнер отключился. Первая переменная в сообщении определяет IP-адрес партнера. |
| 6 | Entrprisespecific | Информация о TRAP содержится в поле специальный код. |
должно быть равно нулю. Поле временная метка содержит число сотых долей секунды (число тиков) с момента инициализации объекта управления. Так прерывание coldstart выдается объектом через 200 мс после инициализации.
В последнее время широкое распространение получила идеология распределенного протокольного интерфейса DPI (Distributed Protocol Interface). Для транспортировки snmp-запросов может использоваться не только UDP-, но и TCP-протокол. Это дает возможность применять SNMP-протокол не только в локальных сетях. Форматы SNMP-DPI-запросов (версия 2.0) описаны в документе RFC-1592. Пример заголовка snmp-запроса (изображенные поля образуют единый массив; см. рис. 4.4.13.3):
Рис. 4.4.13.3. Формат заголовка SNMP-запроса
Поле Флаг=0x30 является признаком ASN.1-заголовка. Коды Ln - представляют собой длины полей, начинающиеся с байта, который следует за кодом длины, вплоть до конца сообщения-запроса (n - номер поля длины), если не оговорено другое. Так L1 – длина пакета-запроса, начиная с T1 и до конца пакета, а L3 – длина поля пароля. Субполя Tn - поля типа следующего за ними субполя запроса. Так T1=2 означает, что поле характеризуется целым числом, а T2=4 указывает на то, что далее следует пароль (поле community, в приведенном примере = public). Цифры под рисунками означают типовые значения субполей. Код 0xA - является признаком GET-запроса, за ним следует поле кода PDU (=0-4, см. табл. 4.4.13.1) Блок субполей идентификатора запроса служит для тех же целей, что и другие идентификаторы - для определения пары запрос-отклик. Собственно идентификатор запроса может занимать один или два байта, что определяется значением Lиз. СО – статус ошибки (СО=0 - ошибки нет); ТМ - тип MIB-переменной (в приведенном примере = 0x2B); ИО - индекс ошибки. Цифровой код MIB-переменной отображается последовательностью цифровых субполей, характеризующих переменную, например: переменная 1.3.6.1.2.1.5 (в символьном выражении iso.org.dod.internet.mgmt.mib.icmp) характеризуется последовательностью кодов 0x2B 0x06 0x01 0x02 0x01 0x05 0x00.
SNMP-протокол служит примером системы управления, где для достижения нужного результата выдается не команда, а осуществляется обмен информацией, решение же принимается "на месте" в соответствии с полученными данными.
Протокол X-Windows
4.5.5 Протокол X-Windows
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Система X-windows была разработана в Массачусетском Технологическом институте (сотрудники этого института внесли существенный вклад и в разработку всего комплекса TCP/IP-протоколов) в качестве многооконного программного интерфейса для ЭВМ с побитовым отображением графической информации. Система предполагала отображение результатов работы нескольких программ одновременно. Сегодня это одна из наиболее популярных систем. Для каждой программы выделялась отдельная область на экране - "окно". С самого начала система предназначалась для работы в различных сетях (TCP, IPX/SPX и т.д.). Система может управлять окнами как на локальной, так и удаленной ЭВМ. Для управления окнами используются специальные сообщения. Для обмена этими сообщениями разработан x-windows протокол. Система X-windows состоит из двух частей Xlib и X-сервера (RFC-1198).
Рис. 4.5.5.1. Схема взаимодействия различных частей X-windows
xlib является интерфейсом для любого прикладного процесса и обычно представляет собой программу, написанную на C. Xlib отвечает за обмен информацией между сервером и терминалом пользователя (X-клиент). Под приложениями здесь подразумеваются независимые процессы. Для каждого терминала инсталлируется отдельный X-сервер. Один X-сервер может обслуживать несколько клиентов. X-сервер осуществляет отображение на экране всех окон, в то время как функция клиентов - управление окнами. Для управления окнами используются структуры типа стеков.
Прикладная программа-клиент и сервер взаимодействуют друг с другом через системный протокол X-windows (RFC-1013 и RFC-1198). При этом используется четыре вида сообщений:
Запрос: инструкция, направляемая серверу рабочей станции, например, нарисовать окружность. Отклик: направляется от сервера в ответ на запрос. Событие: используется сервером, чтобы сообщить прикладной программе об изменениях, которые могут повлиять на ее работу (например, нажатие клавиши на терминале или мышке, запрос из сети и т.д.). Ошибка: посылается сервером прикладной программе, если что не так (переполнение памяти, неправильно заданные параметры делают выполнение задания невозможным и пр.).Форматы таких сообщений представлены на рис. 4.5.5.2.
Рис. 4.5.5.2 Форматы сообщений об ошибках
Некоторые X-запросы не нуждаются в откликах (например, связанные с перемещением манипулятора мышь), такие сообщения могут группироваться и посылаться единым потоком (batch stream). Такой подход позволяет пользователю выдать Xlib-запрос и перейти к выполнению других операций, в то время как схема запрос-отклик требует ожидания.
Сообщение типа событие посылается прикладной программе только в случае, если она запрашивала такого рода информацию.
X-Windows приложения должны установить канал связи между собой, прежде чем они смогут обмениваться сообщениями. Приложение для того, чтобы установить связь с рабочей станцией использует запрос XOpenDisplay из библиотеки Xlib. Xlib формирует структуру дисплея, которая содержит необходимую информацию, определяющую режим обмена прикладная программа <-> рабочая станция. После того как связь установлена прикладная программа и рабочая станция готовы к работе. Если была нажата клавиша мышки (событие - ButtonPress), а не известно, в каком из окон находится ее указатель, прикладная программа выдает в Xlib запрос XQueryPointer. Положение указателя будет прислано в отклике на этот запрос.
Данный протокол, строго говоря, не входит в набор TCP/IP хотя, как было сказано, он описан в RFC. Но мне представлялось важным дать в руки операторов сетей информацию, которая позволит им лучше понимать, что "гуляет" по их кабельным сегментам.
Протокол XTP
4.4.5 Протокол XTP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Транспортный протокол XTP (xpress transport protocol; http://www.ca.sandia.gov/xtp/) разработан в 1992 году, является протоколом нового поколения и имеет целью преодолеть недостатки такого популярного протокола как TCP (медленный старт, неэффективная работа при возникновении потерь пакетов). В XTP функции обеспечения надежной передачи данных и управления разделены, протокол допускает управление пропускной способностью канала и успешно справляется с перегрузкой канала. Принципиальной особенностью XTP является независимость от числа участников информационного обмена (обычный режим эквивалентен мультикастингу, по этой причине XTP может использоваться и как мультикастинг-протокол) и возможность работы с MAC, IP или AAL5. Протокол призван в перспективе заменить TCP, UDP, Appletalk и IPX. Мультикастинг в XTP в отличии от других протоколов может гарантировать доставку информации, что может оказаться важным при многоточечном управлении или в некоторых распределенных базах данных.
При передаче больших массивов информации последовательные пакеты нумеруются. В случае потери принимающая сторона посылает отправителю список не доставленных пакетов (TCP повторяет пересылку всех пакетов, начиная с потерянного). Именно алгоритм селективной ретрансмиссии и позволяет повысить эффективность использования канала. Длина пакетов XTP кратна 64 бит. Совокупность информации, описывающей состояние XTP, называется контекстом. Каждый контекст управляет как входящим, так и исходящим потоками данных. Два активных контекста и поток данных образуют ассоциацию. В исходном состоянии контекст оконечной системы пассивен и находится в состоянии ожидания. Первый передаваемый пакет содержит полную адресную информацию. После получения первого пакета контекст становится активным. С этого момента ассоциация сформирована и обмен может происходить в обоих направлениях. Каждый последующий пакет несет в себе ключевой код, определяющий его принадлежность к данному контексту. При завершении передачи устанавливаются соответствующие биты опций, связь разрывается, а контексты возвращаются в пассивное состояние. Все виды XTP-пакетов имеют один и тот же формат заголовков. Управление контекстом осуществляется с помощью флагов, содержащихся в заголовке. Всего предусмотрено 15 флагов.
На рис. 4.4.5. 1 показана зависимость пропускной способности канала для сети ATM при использовании транспортных протоколов TCP и XTP, в обоих случая использовался в качестве базового протокол IP. Измерения производились для приложений типа FTP. Из рисунка видно, что даже 1% потерянных или поврежденных пакетов понижает пропускную способность на 30% при работе с протоколом TCP. XTP требует только три пакета, чтобы сформировать виртуальный канал, в то время как XTP требует для тех же целей семь пакетов. Благодаря своей простоте XTP может легко подменить любой транспортный протокол в любом существующем телекоммуникационном приложении. Протокол предоставляет некоторые услуги недоступные в других протоколах, что оказывается особенно привлекательным для приложений мультимедиа.
Рис. 4.4.5.1. Зависимость пропускной способности канала при использовании протоколов TCP и XTP (
www.mentat.com/xtp.xtp.html и xtpdata.html XTP 95-20, Xpress Transport Protocol Specification (XTP revision 4.0), 1995, XTP Forum, Santa Barbara, CA 93108 USA )
При 5% потерях пакетов XTP обеспечивает в 6 раз большую пропускную способность, чем TCP. В таблице 4.4.5.1 приведены сравнительные результаты измерения пропускной способности канала ATM (155 Мбит/с) при использовании протоколов TCP, UDP и XTP (использовались пакеты длиной 8190 байт).
Таблица 4.4.5.1. Сравнительные характеристики протоколов TCP, UDPи XTP
Название протокола |
Пропускная способность в Мбит/с |
TCP |
89-93 |
UDP |
93-94 |
XTP |
112-115 |
Из таблицы видно, что в нормальных условиях протокол XTP гарантирует пропускную способность на 25% выше, чем TCP или UDP.
Все поля в XTP-пакетах передаются так, что наиболее значимый байт передается первым (порядок байт - “big-endian”). Формат заголовка XTP-пакета показан на рис. 4.4.5.2. Поле ключ определяет принадлежность пакета к тому или иному контексту, поле команда (CMD) задает процедуру обработки пакета. Поле длина (DLEN) определяет объем данных в пакете, а поле номер по порядку (SEQ) представляет собой порядковый номер пакета в последовательности. Поля контрольная сумма и синхронизация используются для проверки корректности доставки. Старший бит поля ключ (RTN - возврат, рис. 4.4.5.3) зарезервирован в качестве флага, указывающего на контекст передающей (=0) или принимающей стороны (принимающая сторона, посылая пакеты, ставит RTN=1). Код поля ключ должен быть уникальным. Для обеспечения этого остальная часть поля делится на два субполя: индекс и инстанция (распределение бит между ними зависит от реализации и реальных потребностей). Индекс служит для выбора контекста, а инстанция подтверждает корректность кода индекс. Так при получении пакета сначала по индексу определяется контекст, а затем производится сравнение кодов инстанции в пакете и в таблице контекстов.
Рис. 4.4.5.2 Формат кадра протокола XTP
Рис. 4.4.5.3 Структура поля ключ
32-разрядное поле команды содержит в себе субполе опции. Названия различных бит этого поля показаны на рис. 4.4.5.4.
Рис. 4.4.5.4. Формат поля команда
btag=1 |
указывает на то, что первые восемь байт сегмента данных стали полем btag (beginning tag field - начальная метка). Служит для постановки меток для прикладных программ. BTAG имеет смысл только для информационных пакетов и должен быть обнулен для всех остальных. |
dreq=1 |
SEQ данного пакета. |
edge |
при получении пакета значение этого бита сравнивается с со значение бита edge предыдущего пакета. Если их величины отличаются, посылается управляющий пакет. Отправитель может изменять значения этого бита, чтобы вызвать присылку управляющего пакета, не привлекая механизма SREQ или DREQ. |
end=1 |
указывает на прекращение использования данного контекста, устанавливается в последнем пакете, завершающем диалог, а также при ликвидации ассоциации. |
EOM |
служит для обозначения границ сообщения в потоке данных. Если EOM=1, то этот пакет завершает сообщение. Управляющие пакеты не должны иметь EOM=1. Этот бит устанавливается прикладной, а не протокольной программой. |
fastnak |
показывает, что получатель должен обеспечивать быстрое отрицательное подтверждение (если необходимо). Этот бит устанавливается отправителем лишь тогда, когда протокольный уровень ниже XTP не меняет часто порядок пакетов. |
multi=1 |
указывает на использование режима мульткастинга. Значение этого бита должно быть идентичным для всех пакетов в период жизни ассоциации. |
noerr=1 |
информирует получателя о том, что отправитель не будет повторно присылать пакеты и рекомендует получателю отключить контроль ошибок. |
Nocheck=1 |
указывает на то, что контрольная сумма вычислена только для полей заголовка, в противном случае - для всего пакета. |
Noflow=1 |
указывает на то, что отправитель не следит за ограничениями потока данных (например, игнорирует значение alloc). |
RES=1 |
позволяет режим резервирования. Устанавливая его, отправитель обращает внимание получателя на то, что значение alloc, присланные получателем в контрольных пакетах, должно соответствовать реальному объему свободного буферного пространства. |
Sort=1 |
указывает, что значение кода в поле sort заголовка должно интерпретироваться и использоваться для приоритетного отбора пакетов. |
sreq=1 |
указывает получателю, что он должен немедленно послать контрольный пакет. Бит SREQ устанавливается отправителем в соответствии со своей политикой подтверждений или в случае возникновения ошибок. |
| Wclose и Rclose | используются при диалоге отсоединения. wclose-бит указывает на то, что не будет больше записей в выходной информационный поток. rclose-бит служит для того, чтобы сообщить, что все биты, занесенные во входной поток, доставлены. |
XTP- передатчик контролирует все биты поля опции для каждого пакета. Некоторые дополнительные данные о битах субполя опции можно найти в таблице 4.4.5.2.
Таблица 4.4.5.2. Значения битов субполя опции
| Бит поля опции | Маска |
Возможность изменения |
Использование |
Описание |
0x800000 |
Не используется, должно обнуляться | |||
nocheck |
0x400000 |
по-пакетно |
Раз на контекст | Отключение контрольной суммы |
edge |
0x200000 |
по-пакетно |
Пограничный запрос статуса |
|
noerr |
0x100000 |
по-пакетно |
Раз на контекст | Отключение контроля ошибок |
multi |
0x080000 |
Раз на ассоциацию | Режим мультикастинга |
|
res |
0x040000 |
по-пакетно |
Раз на контекст | Режим резервирования |
Sort |
0x020000 |
по-пакетно |
Раз на контекст | Допускает сортировку |
Noflow |
0x010000 |
по-пакетно |
Раз на контекст | Отключает управление потоком данных |
Fastnack |
0x008000 |
по-пакетно |
Раз на контекст | Разрешает жесткий контроль ошибок |
SRREQ |
0x004000 |
по-пакетно |
Запрос статуса |
|
DREQ |
0x002000 |
по-пакетно |
Запрос доставки статуса |
|
Rclose |
0x001000 |
по-пакетно |
Получатель отключен |
|
Wclose |
0x000800 |
по-пакетно |
Отправитель отключен |
|
EOM |
0x000400 |
по-пакетно |
Конец сообщения |
|
End |
0x000200 |
один раз |
Конец контекста или ассоциации |
|
Btag |
0x000100 |
по-пакетно |
Начало метки поля данных |
“По-пакетно” означает, что бит может изменяться от пакета к пакету. “Раз на ассоциацию” означает, что все контексты ассоциации должны иметь этот бит идентичным. “Один раз” означает, что бит может быть установлен один раз за время жизни контекста
Таблица 4.4.5.3. Коды типов пакетов XTP (Pformat)
Формат пакета |
Код типа |
Описание |
data |
0 |
Информационный пакет пользователя |
cntl |
1 |
Пакет управления состоянием |
first |
2 |
Исходный пакет ассоциации (содержит адресный сегмент) |
ecntl |
3 |
Пакет управления (ошибка) |
tcntl |
5 |
Пакет управления трафиком |
join |
6 |
Мультикастинг-пакет включения в группу |
diag |
8 |
Диагностический пакет |
Младший байт поля команда содержит субполе типа пакета
(ptype). Биты 0-4 этого субполя содержат код формата пакета (Pformat, см. таблицу 4.4.5.3). Биты 5-7 определяют версию протокола (ver). Для XTP 4.0 код версии равен 001.
Поле DLEN содержит число байт в массиве данных пакета, следующем непосредственно за заголовком. Так как информационные пакеты с нулевым объемом данных запрещены, код dlen не может быть равен нулю.
Поле Check содержит контрольную сумму. Если бит nochek=1, то в поле записана контрольная сумма только заголовка, в противном случае - всего пакета.
Поле приоритет (sort) предназначено для задания приоритета пересылаемой информации. Это поле интерпретируется лишь в случае, если бит sort=1. При sort=0 поле приоритет должно быть обнулено. Контексты с приоритетным трафиком посылают пакеты с sort=1 и с определенным кодом в поле приоритет. Бесприоритетные контексты шлют пакеты с sort=0 и нулевым полем приоритета. На приемной стороне информация доставляется в соответствии с кодом приоритета. Поле приоритет характеризуется беззнаковым 16-разрядным числом. Код приоритет, равный нулю, указывает на самый низкий приоритет, чем больше этот код, тем выше приоритет. XTP обслуживает активные контексты в соответствии с присвоенными им приоритетами. Высокоприоритетная информация посылается раньше низкоприоритетной. Аналогичный порядок обслуживания работает и на принимающей стороне.
32-битовое поле синхронизация (Sync) служит для синхронизации диалога. Каждый контекст хранит код последнего посланного значения Sync в переменной Saved_sync. Когда пакет послан с Sreq=1, значение переменной Saved_sync увеличивается на единицу и этот код заносится в поле Sync отправляемого пакета. Получатель запоминает последний полученный код Sync в контекстной переменной Rcvd_sync. Значение этой переменной записывается в поле эхо каждого посылаемого управляющего пакета. Когда управляющий пакет получен, код поля sync сравнивается со значением Rcvd_sync. Если sync і Rcvd_sync, то управляющий пакет обрабатывается нормально. В противном случае управляющий пакет содержит информацию, которая старее полученной с предыдущими пакетами, и обрабатываться не должен.
Поле номер по прядку (SEQ) характеризуется 64-разрядным числом без знака и представляет собой порядковый номер байта в передаваемом потоке. Для первого пакета (first) поле SEQ характеризует объем буферов для потока откликов, а для пакетов Join это поле содержит дентификатор получателя (ключ контекста). Join-пакет отклик на запрос содержит в поле SEQ порядковый номер байта для текущей ассоциации. Диапазон значений поля номер по порядку для информационных пакетов начинается с SEQ и простирается вплоть до SEQ+ DLEN - 1. Для DIAG пакетов поле SEQ содержит код SEQ входного пакета, который вызвал ошибку. Если посылка пакета DIAG вызвана не входным пакетом, код SEQ должен быть равен нулю.
Вслед за заголовком обычно следует его расширение (сегмент), формат которого зависит от типа пакета. Используются управляющие и информационные сегменты.
Управляющие сегменты несут в себе информацию о состоянии контекста, его приславшего. XTP пакеты, содержащие управляющие сегменты называются контрольными пакетами. Управляющие сегменты содержат пакеты типа Cntl, Ecntl и Tcntl. Управляющий сегмент Cntl-пакета несет в себе информацию об управлении обменом. Ecntl-пакеты включают в себя сегменты управления ошибками, а Tcntl-пакеты - сегменты управления трафиком. Формат управляющего сегмента показан на рис. 4.4.5.5.
Рис. 4.4.5.5 Формат общего управляющего сегмента пакета XTP
Три поля общего управляющего сегмента представляют статусную информацию и содержатся во всех трех типах контрольных пакетов. Первые два поля RSEQ и alloc являются параметрами управления обменом. Поле Echo используется для идентификации контрольных пакетов, которые являются откликом на пакеты с битом SREQ=1. Поле RSEQ содержит в себе номер очередного байта, подлежащего пересылке, и определяет начало окна, управляющего обменом. Поле Alloc интерпретируется, когда разрешено управление обменом. Код поля Alloc определяет объем данных, который отправитель может послать (а получатель принять). Если бит RES=1, то поле Alloc задает размер буфера, зарезервированного для данной ассоциации. Поле Echo используется для установления соответствия между запросом статуса и контрольными пакетами. Код поля Echo равен наибольшему значению sync для полученных пакетов. Это значение хранится в контекстной переменной rcvd_sync. Когда формируется контрольный пакет, значение rcvd_sync заносится в поле Echo этого пакета.
Формат сегмента управления ошибками показан на рис. 4.4.5.6. Этот сегмент включает в себя все поля общего управляющего сегмента, дополнительно использовано только два поля Nspan и Spans, которые сообщают о том, какие пакеты потеряны.
Рис. 4.4.5.6 Формат сегмента управления ошибками
Сегмент управления ошибками используется в пакетах Ecntl. Поле Nspan определяет число Spans в Ecntl-пакете. Так как пакет Ecntl посылается только в случае потери информации, поле Nspan несет в себе код не меньше 1. Поле Spans содержит в себе Nspan пар чисел, которые характеризуют интервалы номеров байт, переданных корректно. Речь здесь идет о данных, имеющих номера больше того, который указан в поле RSEQ. На основании этих данных можно вычислить, какая именно информация потеряна.
Формат сегмента управления трафиком показан на рис. 4.4.5.7. Помимо полей общего управляющего сегмента здесь присутствуют поля RSVD и XKEY, а также спецификация трафика. Поле RSVD является резервным и должно содержать нуль. Поле XKEY является обязательной принадлежностью всех Tcntl-пакетов, величина этого поля должна равняться значению ключа для контекста, посылающего пакет (бит RTN=1). Спецификация трафика используется в пакетах типа first и Tcnnl. Пакет first предлагает параметры режима обмена, а Tcntl несет в себе отклик на это предложение.
Рис. 4.4.5.7 Формат сегмента управления трафиком
Поле tlen определяет длину спецификации трафика, включая 4-байтовый дескриптор (tlen і ). Поле service используется для задания типа транспортного сервиса на фазе установления режима обмена. Коды доступных видов сервиса представлены в таблице 4.4.5.4. Эта информация передается в пакете типа first.
Таблица 4.4.5.4. Коды поля тип сервиса (service)
Код типа сервиса |
Описание |
0x00 |
Не специфицировано |
0x01 |
Традиционная передача дейтограмм без подтверждения |
0x02 |
Передача дейтограмм с подтверждением |
0x03 |
Реализация транзакций |
0x04 |
Традиционная передача потока данных с гарантированной доставкой |
0x05 |
Передача потока данных в мультикастинг-режиме без подтверждения |
0x06 |
Мультикастинг режим передачи потока данных с гарантированной доставкой |
Поле tformat определяет формат поля traffic. Код tformat=0 используется тогда, когда не нужно ни какой спецификации трафика, в 4-байтовое поле traffic в этом случае записываются нули. В противном случае используется код tformat=0x01. Формат поля traffic для этого арианта показан на рис. 4.4.5.8.
Рис. 4.4.5.8 Формат поля traffic
Поле maxdata несет в себе код максимального размера информационного сегмента, который отправитель может послать за время жизни ассоциации. Поля inrate и inburst представляют собой параметры, определяющие входной поток данных. Поля outrate и outburst являются параметрами, задающими выходной поток данных.
Информационный сегмент включает в себя пользовательскую и другую протокольную и диагностическую информацию. XTP-пакеты, содержащие информационный сегмент, называются информационными пакетами. К их числу относятся пакеты типа data, first, join и diag. Информационные пакеты могут включать в себя сегмент данных, адресный сегмент, спецификатор трафика и диагностический сегмент. Формат полей адресного сегмента показан на рис. 4.4.5.9.
Рис. 4.4.5.9 Формат полей адресного сегмента
Адресный сегмент используется в пакетах типа first и join. Протокол XTP использует параметрическую схему адресации, возможны несколько форматов адресов отправителя и места назначения. Поле Alen определяет полную длину адресного сегмента. Поле Adomain представляет собой адресный демультиплексор, допуская работу с несколькими адресными доменами. Поле Adomain используется в частности для того, чтобы обеспечить совместимость с протоколами UDP и TCP (для TCP Adomain=6, для UDP 17, а для XTP 36). Поле Aformat идентифицирует адресный синтаксис в соответствии с таблицей 4.4.5.5.
Таблица 4.4.5.5. Значения кодов поля Aformat
Код поля aformat |
Синтаксис адреса |
0x00 |
Нулевой адрес |
0x01 |
ip-адрес |
0x02 |
ISO адрес протокольного сетевого уровня для передачи без установления связи |
0x03 |
Адрес сети Ксерокс |
0x04 |
IPX-адрес |
0x05 |
Локальный адрес |
0x06 |
IP-адрес версии 6 |
Поле адрес несет в себе адреса отправителя и получателя пакетов, форматы которых заданы полем Aformat.
Формат полей сегмента данных показан на рис. 4.4.5.10. Эти сегменты предназначены для применения на прикладных пользовательских уровнях и программами поддержки протокола XTP не интерпретируются. Сегмент включается в пакеты типа first и data.
Рис. 4.4.5.10 Формат полей сегмента данных
Размер поля Data имеет произвольное значение, первые 8 байт (поле Btag) представляют собой специальную метку (если бит опций заголовка btag=1). При Btag=0 метка отсутствует. Интерпретация поля Btag осуществляется исключительно прикладной программой и для XTP его значение безразлично.
Формат полей диагностического сегмента показан на рис. 4.4.5.11. Этот сегмент используется пакетами типа DIAG для информирования протокольной или прикладной программы о случаях ошибок. Поле Code определяет тип и категорию ошибки, вызвавшей отправку пакета типа DIAG. Поле val позволяет уточнить причину ошибки. Поле message является опционным и может иметь произвольную длину. Обычно это поле содержит текстовую интерпретацию полей Code и VAL.
Рис. 4.4.5.11 Форматы полей диагностического сегмента
Протокол загрузки BOOTP
4.4.10 Протокол загрузки BOOTP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
1. Проанализировать пакет, извлечь из него физический адрес клиента и скорректировать ARP-таблицу.
2. Послать отклик, используя широковещательный адрес.
Так как программа загрузки находится на прикладном уровне, и ей запрещено исправлять ARP-таблицы, реально доступен только второй путь. Использование разных номеров портов для сервера и клиента делает работу системы более эффективной. Когда отклик сервера является широковещательным, это позволяет не прерывать работу прикладных программ, работающих с номерами портов, отличными от 68 (порт Bootp-клиента). В Bootp ответственность за надежность связи лежит на ЭВМ-клиенте. При отсутствии отклика в отведенное время клиент повторяет Bootp-запрос. На IP-уровне, где данные не имеют контрольной суммы, целостность сообщения не гарантирована. Bootp требует, чтобы проверка контрольной суммы обязательно проводилась на UDP-уровне (следует заметить, что обычно это не является обязательным). Сервер читает UDP-дейтограммы через порт 67. Для повышения надежности обменов, как правило, блокируется фрагментация дейтограмм.
Загрузка рабочих станций часто запускается броском напряжения сетевого питания. При этом несколько Bootp-процессов стартуют одновременно. Для того чтобы снизить вероятность столкновений, величина времени тайм-аута выбирается случайно в интервале 0-4сек. После каждого повторного запроса это время удваивается. Верхнее значение тайм-аута равно 60сек. Для справок время загрузки бездискового x-терминала при благоприятных условиях может составлять около 20 сек.
bootp осуществляет загрузку в два этапа. На первом этапе bootp лишь снабжает клиента информацией, где лежит нужные ему данные. Далее ЭВМ-клиент использует протокол RFTP для получения искомого загружаемого файла. Bootp-сервер не обязательно должен работать на той же машине, где хранятся загружаемые файлы, но он должен знать их имена. Формат Bootp-сообщений представлен на рис. 4.4.10.1.
Рис. 4.4.10.1. Формат сообщений BOOTP
Поле операция=1 говорит о том, что данное сообщение запрос, а значение операция=2 указывает на то, что сообщение является откликом. Поля H-тип и Hlen определяют тип используемого оборудования и длину аппаратного адреса (для Ethernet H-тип=1, а HLen=6). ЭВМ-клиент кладет в поле Hop# (число шагов) нуль. Если BOOTP-сервер, получив запрос, решит передать его другой ЭВМ, он увеличит значение этого поля на 1, и так далее. Поле идентификатор операции
содержит целое число, которое на бездисковых машинах позволяет связать в пары запросы и отклики. Поле секунды хранит время с момента начала процедуры загрузки (BOOT).
ЭВМ-клиент заполняет все последующие поля, если она этой информацией владеет, в противном случае поля обнуляются. Возможность указания имени BOOT(загрузочного)-файла позволяет учесть индивидуальность конфигурации конкретной ЭВМ и пожелания относительно загружаемой операционной системы. Поле специфическая информация поставщика содержит информацию, которая передается от сервера к ЭВМ-клиенту. Первые 4 октета этого поля носят название "волшебное печенье" (magic cookie) и определяют формат остальных субполей. Если в указанном поле имеется информация, субполе волшебное печенье имеет значение 99.130.83.99. Вслед за этим субполем следует последовательность субполей, содержащих один октет тип, опционный октет длина и многооктетное субполе значение. Стандарт предусматривает следующие разновидности субполей:
Таблица 4.4.10.1 Разновидности субполей и их коды (BOOTP)
Протоколы маршрутизации (обзор, таблицы маршрутизации, вектор расстояния)
4.4.11 Протоколы маршрутизации (обзор, таблицы маршрутизации, вектор расстояния)
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
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 "Протокол ospf" и "Элементы теории графов"). 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 |
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 бесклассовый протокол маршрутизации CIDR.
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
DVMRP и PIM.
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.
