Network Working Group D. McPherson
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Category: Informational April 2002
Intermediate System to Intermediate System (IS-IS)
Transient Blackhole Avoidance
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Abstract
抽象
This document describes a simple, interoperable mechanism that can be employed in Intermediate System to Intermediate System (IS-IS) networks in order to decrease the data loss associated with deterministic blackholing of packets during transient network conditions. The mechanism proposed here requires no IS-IS protocol changes and is completely interoperable with the existing IS-IS specification.
この文書は、一時的なネットワーク状態の間のパケットの決定論ブラックホールに関連するデータの損失を低減するために、中間システム（IS-IS）のネットワークに中間システムに使用することができる簡単な、相互運用可能な機構が記載されています。ここで提案されたメカニズムには、プロトコルの変更IS-ISはなく、既存の仕様IS-ISと完全に相互運用可能である必要があり。
When an IS-IS router that was previously a transit router becomes unavailable as a result of some transient condition such as a reboot, other routers within the routing domain must select an alternative path to reach destinations which have previously transited the failed router. Presumably, the newly selected router(s) comprising the path have been available for some time and, as a result, have complete forwarding information bases (FIBs) which contain a full set of reachability information for both internal and external (e.g., BGP) destination networks.
以前トランジットルータたIS-ISルータがリブートなど、いくつかの過渡状態の結果として、使用できなくなった場合には、ルーティングドメイン内の他のルータは、以前に失敗したルータを通過してきた目的地に到達するために、代替パスを選択する必要があります。おそらく、パスを含む、新たに選択されたルータ（複数可）は、結果として、（例えば、BGP）を内部と外部の両方のための到達可能性情報のフルセットを含む完全な転送情報ベース（FIBの）を有する、いくつかの時間のために利用されてとしています宛先ネットワーク。
When the previously failed router becomes available again, it is only seconds before the paths that had previously transited the router are again selected as the optimal path by the IGP. As a result, forwarding tables are updated and packets are once again forwarded along the path. Unfortunately, external destination reachability information (e.g., learned via BGP) is not yet available to the router, and as a result, packets bound for destinations not learned via the IGP are unnecessarily discarded.
以前に失敗したルータが再び使用可能になると、それは以前にルータを通過していたパスが再びIGPによって最適なパスとして選択されているだけ秒前です。結果として、転送テーブルが更新され、パケットが再度経路に沿って転送されます。残念ながら、外部の目的地到達可能性情報は、ルータにまだ利用できないが、結果として、目的地行きのパケットが不必要に破棄されるIGPを介して学習（例えば、BGPを介して学習しました）。
A simple interoperable mechanism to alleviate the offshoot associated with this deterministic behavior is discussed below.
この決定論的動作に関連付けられた派生を軽減する単純な相互運用メカニズムについては後述します。
This document describes a simple, interoperable mechanism that can be employed in IS-IS [1, 2] networks in order to avoid transition to a newly available path until other associated routing protocols such as BGP have had sufficient time to converge.
この文書は、BGPなどの他の関連するルーティングプロトコルが収束するのに十分な時間があったまで新しく利用可能なパスへの移行を回避するために、[1、2]ネットワークをIS-ISに使用することができる簡単な、相互運用可能な機構が記載されています。
The benefits of such a mechanism can be realized when considering the following scenario depicted in Figure 1.
図1に示される以下のシナリオを考慮した場合、このような機構の利点を実現することができます。
D.1
|
+-------+
| RtrD |
+-------+
/ \
/ \
+-------+ +-------+
| RtrB | | RtrC |
+-------+ +-------+
\ /
\ /
+-------+
| RtrA |
+-------+
|
S.1
Figure 1: Example Network Topology
図1：ネットワーク・トポロジの例
Host S.1 is transmitting data to destination D.1 via a primary path of RtrA->RtrB->RtrD. Routers A, B and C learn of reachability to destination D.1 via BGP from RtrD. RtrA's primary path to D.1 is selected because when calculating the path to BGP NEXT_HOP of RtrD, the sum of the IS-IS link metrics on the RtrA-RtrB-RtrD path is less than the sum of the metrics of the RtrA-RtrC-RtrD path.
ホストS.1はRtrA-> RtrB-> RtrDの主要経路を介して宛先D.1にデータを送信しています。ルータA、B及びCはRtrDからBGPを介して宛先D.1への到達可能性を知ります。 RtrDのBGP NEXT_HOPへのパスを計算する際、RTRA-RtrB-RtrDパス上のIS-ISのリンクメトリックの合計がRTRA-RTRCのメトリックの合計よりも小さいので、D.1にRTRAのプライマリパスが選択されています-RtrDパス。
Assume RtrB becomes unavailable and as a result the RtrC path to RtrD is used. Once RtrA's FIB is updated and it begins forwarding packets to RtrC, everything should behave properly as RtrC has existing forwarding information regarding destination D.1's availability via BGP NEXT_HOP RtrD.
RtrBが使用できなくなり、結果としてRtrDにRTRCパスが使用されると仮定する。 RTRAのFIBが更新され、それがRTRCにパケットの転送を開始したらRTRCは、BGP NEXT_HOP RtrDを経由して目的地D.1の可用性に関する転送情報を既存たように、すべてが適切に動作しなければなりません。
Assume now that RtrB comes back online. In only a few seconds, IS-IS neighbor state has been established with RtrA and RtrD and database synchronization has occurred. RtrA now realizes that the best path to destination D.1 is via RtrB, and therefore updates it FIB appropriately. RtrA begins to forward packets destined to D.1 to RtrB. Though, because RtrB has yet to establish and synchronize its BGP neighbor relationship and routing information with RtrD, RtrB has no knowledge regarding reachability of destination D.1, and therefore discards the packets received from RtrA destined to D.1.
RtrBがオンラインに戻ったと仮定する。ほんの数秒では、IS-ISネイバー状態がRTRAとRtrDで確立されており、データベースの同期が発生しました。 RTRAは現在、宛先D.1への最適なパスがRtrB経由であるため、それが適切にFIBを更新することを実現しています。 RTRAはRtrBにD.1宛てのパケットを転送するために開始します。 RtrBが確立しRtrDとのBGPネイバー関係とルーティング情報を同期させるためにまだ持っているのでしかし、RtrB先D.1の到達可能性に関する知識を持たないので、パケットはD.1宛RTRAから受信破棄する。
If RtrB were to temporarily set its LSP Overload bit while synchronizing BGP tables with its neighbors, RtrA would continue to use the working RtrA->RtrC->RtrD path, and the LSP should only be used to obtain reachability to locally connected networks (rather than for calculating transit paths through the router, as defined in [1]).
RtrBがその隣人とのBGPテーブルを同期させ、一時的にそのLSP過負荷ビットを設定した場合、RTRA、作業RtrA-> RtrC-> RtrDパスを使用し続けるであろう、そしてLSPだけではなく（ローカルに接続されたネットワークへの到達可能性を得るために使用されるべきです[1]）で定義されるように、ルータを介して中継経路を計算するためのより。
However, it should be noted that when RtrB goes away, its LSP is still present in the IS-IS databases of all other routers in the routing domain. When RtrB comes back it establishes adjacencies. As soon as its neighbors have an adjacency with RtrB, they will advertise their new adjacency in their new LSP. The result is that all the other routers will receive new LSPs from RtrA and RtrD containing the RtrB adjacency, even though RtrB is still completing its synchronization and therefore has not yet sent its new LSP.
しかし、RtrBがなくなったときに、そのLSPがまだルーティングドメイン内の他のすべてのルータのIS-ISデータベースに存在していることに留意すべきです。 RtrBが戻ってきたときには、隣接関係を確立します。すぐにその隣人がRtrBとの隣接関係を持っているように、彼らは彼らの新しいLSPに彼らの新しい隣接関係をアドバタイズします。その結果は、他のすべてのルータがRtrBはまだその同期が完了しているにもかかわらず、RtrB隣接関係を含むRTRAとRtrDから新しいLSPを受け取ることになりますので、まだその新しいLSPを送信していないということです。
At this time SPF is computed and everyone will include RtrB in their tree since they will use the old version of RtrB LSP (the new one has not yet arrived). Once RtrB has finished establishing all its adjacencies, it will then regenerate its LSP and flood it. Then all other routers within the domain will finally compute SPF with the correct information. Only at that time will the Overload bit be taken into account.
この時、SPFが計算され、彼らはRtrB LSP（新しいものがまだ到着していない）の古いバージョンを使用しますので、誰もが自分のツリーにRtrBが含まれます。 RtrBは、そのすべての隣接関係を確立し終えたら、それはそのLSPを再生成し、それをフラッディングします。その後、ドメイン内の他のすべてのルータは、最終的には正しい情報でSPFを計算します。のみ、その時に過負荷ビットが考慮されます。
As such, it is recommended that each time a router establishes an adjacency, it will update its LSP and flood it immediately, even before beginning database synchronization. This will allow for the Overload bit setting to propagate immediately, and remove the potential for an older version of the reloaded routers LSP to be used.
このように、ルータが隣接関係を確立するたびに、それはそのLSPを更新し、さらには、データベースの同期を開始する前に、すぐにそれをあふれさせることをお勧めします。これは、過負荷がすぐに伝播し、LSPを使用することにリロードルータの古いバージョンの可能性を取り除くためにビット設定が可能になります。
After synchronization of BGP tables with neighboring routers (or expiry of some other timer or trigger), RtrB would generate a new LSP, clearing the Overload bit, and RtrA could again begin using the optimal path via RtrB.
隣接ルータとのBGPテーブルの同期（またはいくつかの他のタイマまたはトリガの有効期限）後、RtrB過負荷ビットをクリアし、新しいLSPを生成し、そしてRTRA再びRtrBを介して最適な経路を使用して始めることができます。
Typically, in service provider networks IBGP connections are done via peerings with 'loopback' addresses. As such, the newly available router must advertise its own loopback (or similar) IP address, as well as associated adjacencies, in order to make the loopbacks accessible to other routers within the routing domain. It is because of this that simply flooding an empty LSP is not sufficient.
一般的に、サービスプロバイダーネットワークでIBGP接続は、「ループバック」アドレスでピアリングを介して行われています。そのため、新たに利用可能なルータは、ルーティングドメイン内の他のルータにループバックにアクセスできるようにするために、独自のループバック（または類似の）IPアドレスだけでなく、関連する隣接関係をアドバタイズする必要があります。これは単に空のLSPをフラッディングすることは不十分であること、このためです。
Such a mechanism increases overall network availability and allows network operators to alleviate the deterministic blackholing behavior introduced in this scenario. Similar mechanisms [3] have been defined for OSPF, though only after realizing the usefulness obtained from that of the IS-IS Overload bit technique.
そのようなメカニズムは、ネットワーク全体の可用性を向上し、ネットワークオペレータは、このシナリオで導入決定論ブラックホールの動作を軽減することを可能にします。同様のメカニズムは、[3]のみIS-IS過負荷ビット技術のものから得られた有用性を実現した後も、OSPFのために定義されています。
This mechanism has been deployed in several large IS-IS networks for a number of years.
このメカニズムは、数年前からいくつかの大規模なIS-ISネットワークに配備されています。
Triggers for setting the Overload bit as described are left to the implementer. Some potential triggers could perhaps include "N seconds after booting", or "N number of BGP prefixes in the BGP Loc-RIB".
実装者に任されている記載されているように過負荷ビットを設定するためのトリガー。いくつかの潜在的なトリガは、おそらく「ブート後のN秒」、または「BGPのLoc-RIBにおけるBGPプレフィックスのN番号」を含めることができます。
Unlike similar mechanisms employed in [3], if the Overload bit is set in a router's LSP, NO transit paths are calculated through the router. As such, if no alternative paths are available to the destination network, employing such a mechanism may actually have a negative impact on convergence (i.e., the router maintains the only available path to reach downstream routers, but the Overload bit disallows other nodes in the network from calculating paths via the router, and as such, no feasible path exists to the routers).
過負荷ビットがルータのLSPに設定されている場合に採用同様の機構とは異なり、[3]、NO通過パスは、ルータを介して算出されていません。全く別のパスが宛先ネットワークに使用できない場合など、このような機構を採用することは、実際に収束に負の影響を有していてもよい（すなわち、ルータは、ダウンストリームルータに到達するためにのみ利用可能なパスを維持するが、過負荷ビット内の他のノードを禁止します）ルータを経由して経路を計算し、そのようなものとして、全く可能パスがルータに存在しないからネットワーク。
Finally, if all systems within an IS-IS routing domain haven't implemented the Overload bit correctly, forwarding loops may occur.
IS-ISルーティングドメイン内のすべてのシステムが過負荷ビットを正しく実装していない場合は最後に、転送ループが生じる可能性があります。
Alternatively, it may be considered more appealing to employ something more akin to [3] for this purpose. With this model, during transient conditions a node advertises excessively high link metrics to serve as an indication, to other nodes in the network that paths transiting the router are "less desirable" than existing paths.
また、この目的のために、[3]に同類のものを採用することがより魅力的と考えることができます。このモデルでは、過渡状態の間にノードがルータを通過する経路が既存のパスよりも「あまり望ましく」であるネットワーク内の他のノードに、指標として機能する高すぎるリンクメトリックをアドバタイズ。
The advantage of a metric-based mechanism over the Overload bit mechanism model proposed here is that transit paths may still be calculated through the router. Another advantage is that a metric-based mechanism does not require that all nodes in the IS-IS domain correctly implement the Overload bit.
ここで提案された過負荷ビット機構モデル上メトリックベースのメカニズムの利点は、通過経路が依然としてルータを介して計算することができることです。もう一つの利点は、メトリックベースのメカニズムは、IS-ISドメイン内のすべてのノードが正常に過負荷ビットを実装することを必要としないことです。
However, as currently deployed, IS-IS provides for only 6 bits of space for link metric allocation, and 10 bits aggregate path metric. Though extensions proposed in [4] remove this limitation, they have not yet been widely deployed. As such, there's currently little flexibility when using link metrics for this purpose. Of course, both methods proposed in this document are backwards-compatible.
しかし、現在展開され、IS-ISリンクメトリック割当のためのスペースのわずか6ビット、及び10ビットを提供するパスメトリックを集約します。拡張子が[4]、この制限を削除するには提案されているが、彼らはまだ広く展開されていません。この目的のためにリンクのメトリクスを使用しているときのような、現在はほとんどない柔軟性があります。もちろん、この文書で提案されている両方の方法は、下位互換性があります。
The mechanisms specified in this memo introduces no new security issues to IS-IS.
このメモで指定されたメカニズムは、IS-ISへの新たなセキュリティ上の問題を紹介しません。
The author of this document makes no claim to the originality of the idea. Thanks to Stefano Previdi for valuable feedback on the mechanism discussed in this document.
本書の著者は、アイデアの独創性にノークレームを行いません。この文書で説明するメカニズムの貴重なフィードバックのためのステファノPrevidiに感謝します。
[1] ISO, "Intermediate system to Intermediate system routing information exchange protocol for use in conjunction with the Protocol for providing the Connectionless-mode Network Service (ISO 8473)," ISO/IEC 10589:1992.
[1] ISO、「コネクションレス型ネットワークサービス（ISO 8473）を提供するためのプロトコルと一緒に使用するための情報交換プロトコルをルーティング中間システムへの中間システム、」ISO / IEC 10589：1992。
[2] Callon, R., "OSI IS-IS for IP and Dual Environment," RFC 1195, December 1990.
[2] Callon、R.、RFC 1195、1990年12月 "OSIは、IPおよびデュアル環境のためにIS-IS"。
[3] Retana, A., Nguyen, L., White, R., Zinin, A. and D. McPherson, "OSPF Stub Router Advertisement", RFC 3137, June 2001.
[3] Retana、A.、グエン、L.、ホワイト、R.、ジニン、A.とD.マクファーソン、 "OSPFスタブルータアドバタイズメント"、RFC 3137、2001年6月。
[4] Li, T. and H. Smit, "IS-IS extensions for Traffic Engineering", Work in Progress.
[4]李、T.とH.スミットは、進行中で働いて "トラフィックエンジニアリング用の拡張機能-IS"。
Danny McPherson TCB Phone: 303.470.9257 EMail: danny@tcb.net
ダニー・マクファーソンTCB電話：303.470.9257 Eメール：danny@tcb.net
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