Descripción de las funciones de alta disponibilidad en enrutadores de Juniper Networks
Para las plataformas de enrutamiento de Juniper Networks que ejecutan el sistema operativo de Junos (Junos OS), la alta disponibilidad se refiere a los componentes de hardware y software que proporcionan redundancia y confiabilidad para comunicaciones basadas en paquetes. En este tema, se proporciona una breve descripción general de las siguientes funciones de alta disponibilidad:
Redundancia del motor de enrutamiento
Los motores de enrutamiento redundantes son dos motores de enrutamiento que se instalan en la misma plataforma de enrutamiento. Uno funciona como el principal, mientras que el otro permanece como respaldo en caso de que falle el motor de enrutamiento principal. En las plataformas de enrutamiento con motores de enrutamiento duales, la reconvergencia de red se produce más rápidamente que en las plataformas de enrutamiento con un solo motor de enrutamiento.
Conmutación del motor de enrutamiento elegante
La conmutación del motor de enrutamiento elegante (GRES) permite que una plataforma de enrutamiento con motores de enrutamiento redundantes continúe reenviando paquetes, incluso si falla un motor de enrutamiento. La conmutación del motor de enrutamiento elegante conserva la información de la interfaz y del kernel. El tráfico no se interrumpe. Sin embargo, una conmutación agraciada del motor de enrutamiento no conserva el plano de control. Los enrutadores vecinos detectan que el enrutador ha experimentado un reinicio y reaccionan al evento de la manera prescrita por las especificaciones del protocolo de enrutamiento individual.
Para conservar el enrutamiento durante una conmutación, se debe combinar una conmutación normal del motor de enrutamiento con extensiones de protocolo de reinicio agraciadas o con enrutamiento activo sin interrupciones. Para obtener más información, consulte Descripción de conceptos de conmutación de motor de enrutamiento elegante y enrutamiento activo sin paradas.
Puente ininterrumpido
El puente sin interrupción permite que un dispositivo cambie de un motor de enrutamiento principal a un motor de enrutamiento de respaldo sin perder la información del protocolo de control de capa 2 (L2CP). El puente sin interrupción utiliza la misma infraestructura que el cambio agraciado del motor de enrutamiento para conservar la información de la interfaz y del kernel. Sin embargo, el puente sin interrupción también guarda información de L2CP mediante la ejecución del proceso del protocolo de control de capa 2 (l2cpd) en el motor de enrutamiento de respaldo.
Para usar el puente sin interrupciones, primero debe habilitar el cambio correcto del motor de enrutamiento.
El puente sin interrupción se admite para los siguientes protocolos de control de capa 2:
Protocolo de árbol de expansión (STP)
Protocolo de árbol de expansión rápida (RSTP)
Protocolo de árbol de expansión múltiple (MSTP)
Protocolo de árbol de expansión de VLAN (VSTP)
Enrutamiento activo sin paradas
El enrutamiento activo sin paradas (NSR) permite que una plataforma de enrutamiento con motores de enrutamiento redundantes cambie de un motor de enrutamiento principal a un motor de enrutamiento de respaldo sin alertar a los nodos pares de que se produjo un cambio. El enrutamiento activo sin paradas utiliza la misma infraestructura que el cambio normal del motor de enrutamiento para conservar la información de la interfaz y del kernel. Sin embargo, el enrutamiento activo sin paradas también conserva la información de enrutamiento y las sesiones de protocolo al ejecutar el proceso de protocolo de enrutamiento (rpd) en ambos motores de enrutamiento. Además, el enrutamiento activo sin paradas conserva las conexiones TCP mantenidas en el kernel.
Para usar el enrutamiento activo sin paradas, también debe configurar una conmutación correcta del motor de enrutamiento.
Para obtener una lista de los protocolos y las funciones compatibles con el enrutamiento activo sin paradas, consulte Compatibilidad de características y protocolos de enrutamiento activo sin paradas.
Para obtener más información acerca del enrutamiento activo sin paradas, consulte Conceptos de enrutamiento activo sin paradas.
Reinicio agraciado
Con los protocolos de enrutamiento, cualquier interrupción del servicio requiere que el enrutador afectado vuelva a calcular las adyacencias con los enrutadores vecinos, restaure las entradas de la tabla de enrutamiento y actualice otra información específica del protocolo. Un reinicio desprotegido de un enrutador puede provocar retrasos en el reenvío, oscilación de rutas, tiempos de espera derivados de la reconvergencia de protocolos e incluso paquetes perdidos. Para aliviar esta situación, el reinicio elegante proporciona extensiones a los protocolos de enrutamiento. Estas extensiones de protocolo definen dos roles para un enrutador: reiniciar y auxiliar. Las extensiones señalan a los enrutadores vecinos sobre un enrutador que se está reiniciando e impiden que los vecinos propaguen el cambio de estado a la red durante un intervalo de espera de reinicio normal. Los principales beneficios del reinicio elegante son el reenvío ininterrumpido de paquetes y la supresión temporal de todas las actualizaciones del protocolo de enrutamiento. El reinicio agraciado permite que un enrutador pase a través de estados de convergencia intermedios que están ocultos del resto de la red.
Cuando un enrutador está ejecutando un reinicio correcto y el enrutador deja de enviar y responder a mensajes de ejecución de protocolo (holas), las adyacencias asumen un reinicio correcto y comienzan a ejecutar un temporizador para monitorear el enrutador de reinicio. Durante este intervalo, los enrutadores auxiliares no procesan un cambio de adyacencia para el enrutador que suponen que se está reiniciando, sino que continúan el enrutamiento activo con el resto de la red. Los enrutadores auxiliares asumen que el enrutador puede continuar con el reenvío con estado en función del último estado de enrutamiento conservado durante el reinicio.
Si el enrutador se estaba reiniciando y está en funcionamiento antes de que expire el período del temporizador normal en todos los enrutadores auxiliares, los enrutadores auxiliares proporcionan al enrutador la tabla de enrutamiento, la tabla de topología o la tabla de etiquetas (según el protocolo), salgan del período satisfactorio y vuelvan al enrutamiento normal de la red.
Si el enrutador no completa su negociación con los enrutadores auxiliares antes de que expire el período del temporizador correcto en todos los enrutadores auxiliares, los enrutadores auxiliares procesarán el cambio de estado del enrutador y enviarán actualizaciones de enrutamiento para que la convergencia se produzca en toda la red. Si un enrutador auxiliar detecta un error en un vínculo desde el enrutador, el cambio de topología hará que el enrutador auxiliar salga del período de espera correcto y envíe actualizaciones de enrutamiento, de modo que se produzca la convergencia de red.
Para permitir que un enrutador se reinicie correctamente, debe incluir la graceful-restart instrucción en el nivel global [edit routing-options] o [edit routing-instances instance-name routing-options] jerárquico. Opcionalmente, puede modificar la configuración global a nivel de protocolo individual. Cuando se inicia una sesión de enrutamiento, un enrutador configurado con reinicio agraciado debe negociar con sus vecinos para admitirlo cuando se somete a un reinicio agraciado. Un enrutador vecino aceptará la negociación y admitirá el modo auxiliar sin necesidad de configurar un reinicio correcto en el enrutador vecino.
Un evento de conmutación del motor de enrutamiento en un enrutador auxiliar que se encuentra en estado de espera agraciado hace que el enrutador quite el estado de espera y propague el cambio de estado de la adyacencia a la red.
El reinicio agraciado es compatible con los siguientes protocolos y aplicaciones:
BGP
ES-IS
SI-SI
OSPF/OSPFv3
Modo disperso de PIM
RIP/RIPng
Protocolos relacionados con MPLS, entre los que se incluyen:
protocolo de distribución de etiquetas (LDP)
Protocolo de reserva de recursos (RSVP)
Conexión cruzada de circuitos (CCC)
Conexión cruzada de traducción (TCC)
Redes privadas virtuales (VPN) de capa 2 y capa 3
Enrutamiento activo sin paradas versus reinicio agraciado
El enrutamiento activo sin paradas y el reinicio agraciado son dos métodos diferentes para mantener la alta disponibilidad. El reinicio correcto requiere un reinicio del enrutador. Un enrutador que se somete a un reinicio correcto depende de sus vecinos (o ayudantes) para restaurar su información de protocolo de enrutamiento. El reinicio es el mecanismo mediante el cual se indica a los asistentes que salgan del intervalo de espera y comiencen a proporcionar información de enrutamiento al enrutador de reinicio.
Por el contrario, el enrutamiento activo sin paradas no implica un reinicio del enrutador. Tanto el motor de enrutamiento principal como el de respaldo ejecutan el proceso de protocolo de enrutamiento (rpd) e intercambian actualizaciones con los vecinos. Cuando un motor de enrutamiento falla, el enrutador simplemente cambia al motor de enrutamiento activo para intercambiar información de enrutamiento con los vecinos. Debido a estas diferencias de características, el enrutamiento sin interrupción y el reinicio agraciado son mutuamente excluyentes. No se puede habilitar el enrutamiento activo sin paradas cuando el enrutador está configurado como un enrutador de reinicio correcto. Si incluye la graceful-restart instrucción en cualquier nivel de jerarquía y la nonstop-routing instrucción en el [edit routing-options] nivel de jerarquía e intenta confirmar la configuración, se producirá un error en la solicitud de confirmación. Para obtener más información, consulte Conceptos de enrutamiento activo sin paradas.
Efectos de una conmutación del motor de enrutamiento
Efectos de una conmutación de motor de enrutamiento describe los efectos de una conmutación de motor de enrutamiento cuando no hay características de alta disponibilidad habilitadas y cuando se habilitan funciones de cambio normal de motor de enrutamiento, reinicio normal y enrutamiento activo sin paradas.
VRRP
El Protocolo de redundancia de enrutador virtual (VRRP) permite que los hosts en una LAN usen plataformas de enrutamiento redundantes (pares principal y de respaldo) en la LAN, lo que requiere solo la configuración estática de una única ruta predeterminada en los hosts.
Los pares de plataformas de enrutamiento VRRP comparten la dirección IP correspondiente a la ruta predeterminada configurada en los hosts. En cualquier momento, una de las plataformas de enrutamiento VRRP es la principal (activa) y las otras son copias de seguridad. Si se produce un error en el principal, uno de los enrutadores o conmutadores de respaldo se convierte en el nuevo enrutador principal.
VRRP tiene ventajas en cuanto a facilidad de administración y transferencia de datos y confiabilidad de red:
Proporciona una plataforma de enrutamiento predeterminada virtual.
Permite enrutar el tráfico en la LAN sin un solo punto de falla.
Un enrutador de respaldo virtual puede hacerse cargo de un enrutador predeterminado con errores:
En unos segundos.
Con un mínimo de tráfico VRRP.
Sin ninguna interacción con los anfitriones.
Los dispositivos que ejecutan VRRP eligen dinámicamente los enrutadores principal y de respaldo. También puede forzar la asignación de enrutadores principales y de reserva utilizando prioridades del 1 al 255, siendo 255 la prioridad más alta.
En el funcionamiento VRRP, el enrutador principal predeterminado envía anuncios a los enrutadores de respaldo a intervalos regulares (predeterminado 1 segundo). Si un enrutador de reserva no recibe un anuncio durante un período determinado, el enrutador de reserva con la siguiente prioridad más alta toma el control como principal y comienza a reenviar paquetes.
El enrutamiento activo sin paradas (NSR) de VRRP solo se habilita cuando se configura la nonstop-routing instrucción en el nivel de jerarquía o [edit routing-options] OR [edit logical system logical-system-name routing-options] .
Para obtener más información, consulte Descripción de VRRP.
ISSU unificado
Una actualización de software en servicio unificada (ISSU unificada) le permite actualizar entre dos versiones diferentes de Junos OS sin interrupción en el plano de control y con una interrupción mínima del tráfico. ISSU unificado solo es compatible con plataformas de motor de enrutamiento dual. Además, debe estar habilitada la conmutación normal del motor de enrutamiento (GRES) y el enrutamiento activo sin detención (NSR).
Con una ISSU unificada, puede eliminar el tiempo de inactividad de la red, reducir los costos operativos y ofrecer niveles de servicio más altos. Para obtener más información, consulte Introducción a la actualización unificada de software en servicio.
Redundancia de interchasis para enrutadores de la serie MX mediante el uso del chasis virtual
La redundancia de interchasis es una función de alta disponibilidad que puede abarcar equipos ubicados en múltiples geografías para prevenir interrupciones de red y proteger los enrutadores contra fallas de vínculos de acceso, fallas de enlaces ascendentes y fallas de chasis al por mayor sin interrumpir visiblemente a los suscriptores conectados o aumentar la carga de administración de red para los operadores de telecomunicaciones. A medida que se transporta más tráfico de voz y video de alta prioridad en la red, la redundancia interchasis se ha convertido en un requisito para proporcionar redundancia de estado en equipos de administración de suscriptores de banda ancha, como enrutadores de servicios de banda ancha, puertas de enlace de red de banda ancha y servidores de acceso remoto de banda ancha. El soporte de redundancia de interchasis permite a los proveedores de servicios cumplir estrictos acuerdos de nivel de servicio (SLA) y evitar interrupciones no planificadas de la red para satisfacer mejor las necesidades de sus clientes.
Para proporcionar una solución de redundancia de interchasis con estado para enrutadores de la serie MX, puede configurar un chasis virtual. Una configuración de chasis virtual interconecta dos enrutadores de la serie MX en un sistema lógico que se puede administrar como un único elemento de red. Los enrutadores miembro de un chasis virtual se designan como el enrutador principal (también conocido como protocolo principal) y el enrutador de respaldo (también conocido como respaldo de protocolo). Los enrutadores miembro están interconectados por medio de puertos de chasis virtual dedicados que se configuran en las interfaces del concentrador de puerto modular o la tarjeta de interfaz modular (MPC/MIC) de Trio.
Un chasis virtual de la serie MX se administra mediante el Protocolo de control de chasis virtual (VCCP), que es un protocolo de control dedicado basado en SI-SI. VCCP se ejecuta en las interfaces de puerto de chasis virtual y es responsable de construir la topología de chasis virtual, elegir el enrutador principal de chasis virtual y establecer la tabla de enrutamiento de interchasis para enrutar el tráfico dentro del chasis virtual.
El cambio del motor de enrutamiento elegante (GRES) y el enrutamiento activo sin detención (NSR) deben estar habilitados en ambos enrutadores miembro del chasis virtual.