Альтернативное решение — позволить шлюзам разбивать пакеты на фрагменты (fragments) и отправлять каждый из них в виде отдельного пакета сетевого уровня. Однако, как известно любому родителю маленького ребенка, разобрать большой объект на мелкие части существенно проще, чем соединить их обратно. (Физики даже дали этому эффекту специальное название: второй закон термодинамики.) В сетях с коммутацией пакетов также существует проблема объединения фрагментов.
Для восстановления исходных пакетов применяются две противоположные стратегии. Согласно первой, порожденная сетью с малым размером пакетов фрагментация должна быть прозрачной для всех сетей, через которые пакет проходит на пути к адресату. Этот вариант показан на илл. 5.40 (а). Когда на G1 приходит слишком большой пакет, он разбивается на фрагменты. Все они адресуются одному и тому же выходному маршрутизатору G2, который восстанавливает из них исходный пакет. Таким образом, прохождение данных через сеть с небольшим размером пакетов оказывается прозрачным. Соседние сети даже не знают, что произошла фрагментация.
Прозрачная фрагментация проста, но тем не менее, создает некоторые проблемы. Во-первых, выходной маршрутизатор должен узнать, что он получил пакет полностью, поэтому фрагменты должны содержать либо поле счетчика, либо бит, обозначающий конец пакета. Кроме того, тот факт, что для последующего восстановления пакета все фрагменты должны выходить через один и тот же маршрутизатор, ограничивает возможности маршрутизации. Фрагменты не могут идти к конечному получателю по разным маршрутам, и в результате может потеряться часть производительности. Еще более важный вопрос касается действий маршрутизатора. Возможно, ему потребуется поместить в буфер все полученные данные и определить, в какой момент их можно удалить, если пришли не все фрагменты. Наконец, фрагментация и последующая сборка пакетов при прохождении каждой сети с малым размером пакетов приводят к дополнительным накладным расходам.
Другая стратегия фрагментации заключается в отказе от восстановления пакета на промежуточных маршрутизаторах. С каждым фрагментом обращаются как с отдельным пакетом. Все фрагменты проходят через маршрутизаторы, как показано на илл. 5.40 (б). Задача восстановления оригинального пакета возложена на получающий хост.
Илл. 5.40. Фрагментация. (а) Прозрачная. (б) Непрозрачная
Основное преимущество непрозрачной фрагментации состоит в том, что маршрутизаторы выполняют меньше работы. Так работает IP. При этом фрагменты пакета должны нумероваться таким образом, чтобы можно было восстановить исходный поток данных. В случае IP каждому фрагменту сообщается номер, который есть у каждого пакета, абсолютное байтовое смещение внутри пакета и метка, показывающая, является ли этот фрагмент последним в пакете. Пример такой фрагментации представлен на илл. 5.41. Схема очень проста, но обладает рядом важных преимуществ. По прибытии в место назначения фрагменты можно помещать в буфер в любом порядке. Кроме того, при пересечении сети с меньшим значением MTU фрагменты могут быть разбиты на более мелкие части (см. илл. 5.41 (в)). При повторной передаче (если не все фрагменты дошли до адресата) пакет может быть разделен по-другому. И наконец, размер фрагментов может быть произвольным, вплоть до одного байта (плюс заголовок). В любом случае пакет будет восстановлен: номер пакета и смещение помогут расположить данные в правильном прядке, а метка укажет на конец пакета.
К сожалению, у этой схемы есть недостатки. Во-первых, она может быть более затратной, чем прозрачная фрагментация, так как заголовки фрагментов иногда передаются по каналам, где без них можно обойтись. Но настоящая проблема заключается в самом существовании фрагментов. Кент и Могул (Kent and Mogul, 1987) считают, что фрагментация работает в ущерб производительности, так как при утере одного фрагмента теряется весь пакет (не говоря уже о затратах на заголовки). Для хостов фрагментация представляет большую нагрузку, чем предполагалось вначале.
Это возвращает нас к первоначальной идее полного избавления от фрагментации в сети. Стратегия, использующаяся в современном интернете, называется поиском путевого значения MTU (Path MTU discovery) (Могул и Диринг; Mogul and Deering, 1990). При отправке IP-пакета в его заголовке указывается, что фрагментация запрещена. Если маршрутизатор получает слишком большой пакет, он удаляет его и отправляет источнику сообщение об ошибке (илл. 5.42). Используя эту информацию, отправитель перераспределяет данные так, чтобы пакеты смогли пройти через маршрутизатор. Если такая проблема возникнет на одном из следующих маршрутизаторов, процесс повторится.
Илл. 5.41. Фрагментация при элементарном размере 1 байт. (а) Исходный пакет, содержащий 10 байт данных. (б) Фрагменты после прохождения через сеть с максимальным размером пакета 8 байт плюс заголовок. (в) Фрагменты после прохождения через шлюз размера 5
Илл. 5.42. Поиск путевого значения MTU
Преимущество поиска путевого значения MTU состоит в том, что теперь источник знает необходимый размер пакета. При изменении маршрута отправитель узнает новое значение MTU из новых сообщений об ошибке. Однако фрагментация между отправителем и получателем все равно необходима, если только значение MTU не вычислено на более высоком уровне и не передано IP. Чтобы обеспечить передачу такой информации, TCP и IP обычно используются вместе (в виде TCP/IP). И хотя для некоторых протоколов это пока не реализовано, фрагментация все же была перенесена из сети на хосты.
Недостатком этого метода является то, что отправка пакета может вызвать дополнительную задержку. Эта задержка может увеличиться в несколько раз в зависимости от того, сколько раз отправителю придется повторять отправку (меняя размер пакета), прежде чем какие-либо данные достигнут адресата. Возникает вопрос: существуют ли более эффективные схемы? Вероятно, да. Рассмотрим, к примеру, вариант, при котором слишком большие пакеты просто обрезаются. В таком случае адресат узнает путевое значение MTU максимально быстро (по размеру доставленного пакета), а также получает некоторую часть данных.
5.6. Программно-конфигурируемые сети
Процесс управления трафиком всегда был очень непростым: он требует от операторов сетей настройки параметров конфигурации протоколов маршрутизации, которые затем производят перерасчет путей. Трафик идет по новым маршрутам, что ведет к перераспределению нагрузки. К сожалению, механизмы управления трафиком носят косвенный характер: изменение конфигурации протоколов меняет маршрутизацию и в отдельных сетях, и между ними. При этом протоколы часто ведут себя непредсказуемо. Эти проблемы во многом решаются с помощью программно-конфигурируемых сетей (Software-Defined Networking, SDN), которые мы обсудим далее.
5.6.1. Общие сведения
По сути, компьютерные сети всегда были «программно-конфигурируемыми», поскольку в маршрутизаторах используется конфигурируемое программное обеспечение, извлекающее информацию из пакетов и принимающее решения об их передаче. В то же время та часть ПО, которая запускает алгоритмы маршрутизации и реализует остальную логику передачи пакетов, всегда была вертикально интегрированной в сетевое оборудование. Купив маршрутизатор Cisco или Juniper, оператор сети был вынужден работать с программными технологиями, которые внедрил поставщик оборудования. Например, изменить какие-либо параметры протокола OSPF или BGP было просто невозможно. Главной причиной разработки SDN стало понимание, что плоскость управления (control plane) (логика выбора маршрутов и принятия решений о передаче) работает на программном уровне и может выполняться абсолютно независимо от плоскости данных (data plane) (аппаратных технологий, которые непосредственно извлекают информацию из пакетов и решают, что с ними делать). Эти плоскости показаны на илл. 5.43.