Entendendo os recursos de alta disponibilidade nos roteadores da Juniper Networks
Para as plataformas de roteamento da Juniper Networks que executam o Sistema operacional Junos (Junos OS), alta disponibilidade refere-se aos componentes de hardware e software que fornecem redundância e confiabilidade para comunicações baseadas em pacotes. Este tópico fornece breves visões gerais dos seguintes recursos de alta disponibilidade:
Mecanismo de Roteamento Redundância
Mecanismos de roteamento redundantes são dois mecanismos de roteamento instalados na mesma plataforma de roteamento. Um funciona como o principal, enquanto o outro fica de prontidão como backup caso o Mecanismo de Roteamento principal falhe. Em plataformas de roteamento com mecanismos de roteamento duplos, a reconvergência de rede ocorre mais rapidamente do que em plataformas de roteamento com um único Mecanismo de Roteamento.
Comutação de Mecanismo de Roteamento Gracioso
A comutação graciosa do Mecanismo de Roteamento (GRES) permite que uma plataforma de roteamento com mecanismos de roteamento redundantes continue encaminhando pacotes, mesmo se um Mecanismo de Roteamento falhar. O switchover do Mecanismo de Roteamento gracioso preserva as informações da interface e do kernel. O tráfego não é interrompido. No entanto, a comutação graciosa do Mecanismo de Roteamento não preserva o plano de controle. Os roteadores vizinhos detectam que o roteador sofreu uma reinicialização e reagem ao evento da maneira prescrita pelas especificações individuais do protocolo de roteamento.
Para preservar o roteamento durante um switchover, o switchover gracioso do Mecanismo de Roteamento deve ser combinado com extensões de protocolo de reinicialização graciosas ou roteamento ativo ininterrupto. Para obter mais informações, consulte Entendendo os conceitos de comutação de Mecanismo de Roteamento gracioso e roteamento ativo sem parar.
Pontes ininterruptas
A ponte sem interrupções permite que um dispositivo mude de um Mecanismo de Roteamento principal para um Mecanismo de Roteamento de backup sem perder informações do Protocolo de Controle de Camada 2 (L2CP). A ponte sem parar usa a mesma infraestrutura que a comutação graciosa do Mecanismo de Roteamento para preservar as informações da interface e do kernel. No entanto, a ponte sem parar também salva informações de L2CP executando o processo de Protocolo de Controle de Camada 2 (l2cpd) no Mecanismo de Roteamento de backup.
Para usar a ponte sem parar, você deve primeiro habilitar a comutação graciosa do Mecanismo de Roteamento.
A ponte sem interrupções é suportada para os seguintes protocolos de controle de Camada 2:
Protocolo de spanning tree (STP)
Protocolo rápido de spanning tree (RSTP)
Protocolo de spanning tree múltiplo (MSTP)
Protocolo de spanning tree de VLAN (VSTP)
Roteamento ativo sem interrupções
O roteamento ativo sem interrupções (NSR) permite que uma plataforma de roteamento com mecanismos de roteamento redundantes alterne de um Mecanismo de Roteamento principal para um Mecanismo de Roteamento de backup sem alertar os nós peer de que ocorreu uma alteração. O roteamento ativo sem interrupções usa a mesma infraestrutura que o switchover gracioso do Mecanismo de Roteamento para preservar as informações da interface e do kernel. No entanto, o roteamento ativo ininterrupto também preserva as informações de roteamento e as sessões de protocolo executando o processo de protocolo de roteamento (rpd) em ambos os mecanismos de roteamento. Além disso, o roteamento ativo ininterrupto preserva as conexões TCP mantidas no kernel.
Para usar o roteamento ativo ininterrupto, você também deve configurar uma comutação graciosa do Mecanismo de Roteamento.
Para obter uma lista de protocolos e recursos suportados pelo roteamento ativo sem interrupções, consulte Protocolo de roteamento ativo sem interrupções e suporte a recursos.
Para obter mais informações sobre o roteamento ativo sem interrupções, consulte Conceitos de roteamento ativo sem interrupções.
Reinicialização graciosa
Com protocolos de roteamento, qualquer interrupção de serviço requer que um roteador afetado recalcule adjacências com roteadores vizinhos, restaure entradas da tabela de roteamento e atualize outras informações específicas do protocolo. Uma reinicialização desprotegida de um roteador pode resultar em atrasos no encaminhamento, oscilação de rota, tempos de espera decorrentes da reconvergência de protocolos e até mesmo pacotes descartados. Para aliviar essa situação, a reinicialização graciosa fornece extensões aos protocolos de roteamento. Essas extensões de protocolo definem duas funções para um roteador: reinicialização e auxiliar. As extensões sinalizam aos roteadores vizinhos sobre um roteador que está sendo reiniciado e impedem que os vizinhos propaguem a mudança de estado para a rede durante um intervalo de espera de reinicialização normal. Os principais benefícios da reinicialização graciosa são o encaminhamento ininterrupto de pacotes e a supressão temporária de todas as atualizações do protocolo de roteamento. A reinicialização graciosa permite que um roteador passe por estados de convergência intermediários que estão ocultos do resto da rede.
Quando um roteador está executando uma reinicialização graciosa e o roteador para de enviar e responder a mensagens de vivacidade do protocolo (hellos), as adjacências assumem uma reinicialização graciosa e começam a executar um temporizador para monitorar o roteador de reinicialização. Durante esse intervalo, os roteadores auxiliares não processam uma mudança de adjacência para o roteador que eles supõem estar reiniciando, mas continuam o roteamento ativo com o restante da rede. Os roteadores auxiliares pressupõem que o roteador pode continuar o encaminhamento stateful com base no último estado de roteamento preservado durante a reinicialização.
Se o roteador estava realmente reiniciando e está de volta antes que o período de temporizador gracioso expire em todos os roteadores auxiliares, os roteadores auxiliares fornecem ao roteador a tabela de roteamento, tabela de topologia ou tabela de rótulos (dependendo do protocolo), saem do período gracioso e retornam ao roteamento normal da rede.
Se o roteador não concluir sua negociação com roteadores auxiliares antes que o período de temporizador normal expire em todos os roteadores auxiliares, os roteadores auxiliares processarão a mudança de estado do roteador e enviarão atualizações de roteamento, para que a convergência ocorra em toda a rede. Se um roteador auxiliar detectar uma falha de link do roteador, a mudança de topologia fará com que o roteador auxiliar saia do período de espera normal e envie atualizações de roteamento, para que ocorra a convergência de rede.
Para permitir que um roteador passe por uma reinicialização graciosa, você deve incluir a graceful-restart declaração no nível global [edit routing-options] ou [edit routing-instances instance-name routing-options] hierárquico. Você pode, opcionalmente, modificar as configurações globais no nível do protocolo individual. Quando uma sessão de roteamento é iniciada, um roteador configurado com reinicialização graciosa deve negociar com seus vizinhos para apoiá-lo quando ele passar por uma reinicialização graciosa. Um roteador vizinho aceitará o modo auxiliar de negociação e suporte sem exigir que uma reinicialização graciosa seja configurada no roteador vizinho.
Um evento de switchover do Mecanismo de Roteamento em um roteador auxiliar que está em estado de espera gracioso faz com que o roteador descarte o estado de espera e propague a alteração de estado da adjacência para a rede.
A reinicialização graciosa é suportada para os seguintes protocolos e aplicativos:
BGP
ES-IS
IS-IS
OSPF/OSPFv3
Modo esparso de PIM
RIP/RIPng
Protocolos relacionados à MPLS, incluindo:
Protocolo de distribuição de rótulos (LDP)
Protocolo de reserva de recursos (RSVP)
Conexão cruzada de circuito (CCC)
Conexão translacional cruzada (TCC)
Redes privadas virtuais (VPNs) de Camada 2 e Camada 3
Roteamento ativo ininterrupto versus reinicialização graciosa
O roteamento ativo ininterrupto e a reinicialização graciosa são dois métodos diferentes de manter a alta disponibilidade. A reinicialização graciosa requer uma reinicialização do roteador. Um roteador que passa por uma reinicialização normal depende de seus vizinhos (ou ajudantes) para restaurar suas informações de protocolo de roteamento. A reinicialização é o mecanismo pelo qual os auxiliares são sinalizados para sair do intervalo de espera e começar a fornecer informações de roteamento ao roteador de reinicialização.
Por outro lado, o roteamento ativo ininterrupto não envolve uma reinicialização do roteador. Os mecanismos de roteamento primários e de backup estão executando o processo de protocolo de roteamento (rpd) e trocando atualizações com os vizinhos. Quando um Mecanismo de Roteamento falha, o roteador simplesmente muda para o Mecanismo de Roteamento ativo para trocar informações de roteamento com os vizinhos. Devido a essas diferenças de recursos, o roteamento ininterrupto e a reinicialização graciosa são mutuamente exclusivos. O roteamento ativo ininterrupto não pode ser habilitado quando o roteador está configurado como um roteador de reinicialização graciosa. Se você incluir a graceful-restart instrução em qualquer nível de hierarquia e a nonstop-routing instrução no nível de [edit routing-options] hierarquia e tentar confirmar a configuração, a solicitação de confirmação falhará. Para obter mais informações, consulte Conceitos de roteamento ativo sem parar.
Efeitos de um switchover de Mecanismo de Roteamento
Efeitos de um Switchover de Mecanismo de Roteamento descreve os efeitos de um switchover de Mecanismo de Roteamento quando nenhum recurso de alta disponibilidade está habilitado e quando o switchover gracioso do Mecanismo de Roteamento, a reinicialização graciosa e os recursos de roteamento ativo ininterrupto são habilitados.
VRRP
O Virtual Router Redundancy Protocol (VRRP) permite que os hosts em uma LAN façam uso de plataformas de roteamento redundantes (pares primários e de backup) na LAN, exigindo apenas a configuração estática de uma única rota padrão nos hosts.
Os pares de plataformas de roteamento VRRP compartilham o endereço IP correspondente à rota padrão configurada nos hosts. A qualquer momento, uma das plataformas de roteamento VRRP é a principal (ativa) e as outras são backups. Se o primário falhar, um dos roteadores ou switches de backup se tornará o novo roteador primário.
O VRRP tem vantagens em termos de facilidade de administração e taxa de transferência e confiabilidade da rede:
Ele fornece uma plataforma de roteamento virtual padrão.
Ele permite que o tráfego na LAN seja roteado sem um único ponto de falha.
Um roteador de backup virtual pode assumir um roteador padrão com falha:
Em alguns segundos.
Com um mínimo de tráfego VRRP.
Sem qualquer interação com os anfitriões.
Os dispositivos que executam VRRP elegem dinamicamente os roteadores primários e de backup. Você também pode forçar a atribuição de roteadores primários e de backup usando prioridades de 1 a 255, sendo 255 a prioridade mais alta.
Na operação VRRP, o roteador primário padrão envia anúncios para roteadores de backup em intervalos regulares (padrão de 1 segundo). Se um roteador de backup não receber um anúncio por um período definido, o roteador de backup com a próxima prioridade mais alta assumirá como principal e começará a encaminhar pacotes.
O roteamento ativo sem parar (NSR) VRRP é habilitado somente quando você configura a nonstop-routing declaração no nível da [edit routing-options] hierarquia or [edit logical system logical-system-name routing-options] .
Para obter mais informações, consulte Noções básicas sobre VRRP.
ISSU unificado
Uma atualização unificada de software em serviço (ISSU unificado) permite que você atualize entre duas versões diferentes do Junos OS sem interrupção no plano de controle e com interrupção mínima do tráfego. O ISSU unificado só é suportado por plataformas de Mecanismo de Roteamento duplo. Além disso, o switchover gracioso do Mecanismo de Roteamento (GRES) e o roteamento ativo sem interrupções (NSR) devem ser habilitados.
Com um ISSU unificado, você pode eliminar o tempo de inatividade da rede, reduzir os custos operacionais e oferecer níveis de serviço mais altos. Para obter mais informações, consulte Introdução ao Unified In-Service Software Upgrade.
Redundância de interchassis para roteadores da Série MX usando o Virtual Chassis
A redundância entre chassis é um recurso de alta disponibilidade que pode abranger equipamentos localizados em várias regiões para evitar interrupções na rede e proteger os roteadores contra falhas de link de acesso, falhas de uplink e falhas de chassi no atacado sem interromper visivelmente os assinantes conectados ou aumentar a carga de gerenciamento de rede para os provedores de serviços. À medida que mais tráfego de voz e vídeo de alta prioridade é transportado na rede, a redundância entre chassis se tornou um requisito para fornecer redundância stateful em equipamentos de gerenciamento de assinantes de banda larga, como roteadores de serviços de banda larga, gateways de rede de banda larga e servidores de acesso remoto de banda larga. O suporte à redundância entre chassis permite que os provedores de serviços cumpram acordos de nível de serviço (SLAs) rigorosos e evitem interrupções de rede não planejadas para melhor atender às necessidades de seus clientes.
Para fornecer uma solução de redundância de interchassis stateful para roteadores da Série MX, você pode configurar um Virtual Chassis. Uma configuração do Virtual Chassis interconecta dois roteadores da Série MX em um sistema lógico que você pode gerenciar como um único elemento de rede. Os roteadores membros em um Virtual Chassis são designados como o roteador primário (também conhecido como protocolo primário) e o roteador de backup (também conhecido como backup de protocolo). Os roteadores membros são interconectados por meio de portas dedicadas do Virtual Chassis que você configura nas interfaces Trio Modular Port Concentrator/Modular Interface Card (MPC/MIC).
Um Virtual Chassis da Série MX é gerenciado pelo Virtual Chassis Control Protocol (VCCP), que é um protocolo de controle dedicado baseado no IS-IS. O VCCP é executado nas interfaces de porta do Virtual Chassis e é responsável por construir a topologia do Virtual Chassis, eleger o roteador principal do Virtual Chassis e estabelecer a tabela de roteamento do interchassis para rotear o tráfego dentro do Virtual Chassis.
O switchover gracioso do Mecanismo de Roteamento (GRES) e o roteamento ativo sem parar (NSR) devem ser habilitados em ambos os roteadores membros no Virtual Chassis.