RFC2439 日本語訳
2439 BGP Route Flap Damping. C. Villamizar, R. Chandra, R. Govindan. November 1998. (Format: TXT=86376 bytes) (Status: PROPOSED STANDARD)
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英語原文
Network Working Group C. Villamizar
Request for Comments: 2439 ANS
Category: Standards Track R. Chandra
Cisco
R. Govindan
ISI
November 1998
Villamizarがコメントのために要求するワーキンググループC.をネットワークでつないでください: 2439年のANSカテゴリ: 標準化過程R.チャンドラコクチマスR.Govindan ISI1998年11月
BGP Route Flap Damping
BGPルートフラップ湿気
Status of this Memo
このMemoの状態
This document specifies an Internet standards track protocol for the Internet community, and requests discussion and suggestions for improvements. Please refer to the current edition of the "Internet Official Protocol Standards" (STD 1) for the standardization state and status of this protocol. Distribution of this memo is unlimited.
このドキュメントは、インターネットコミュニティにインターネット標準化過程プロトコルを指定して、改良のために議論と提案を要求します。 このプロトコルの標準化状態と状態への「インターネット公式プロトコル標準」(STD1)の現行版を参照してください。 このメモの分配は無制限です。
Copyright Notice
版権情報
Copyright (C) The Internet Society (1998). All Rights Reserved.
Copyright(C)インターネット協会(1998)。 All rights reserved。
Abstract
要約
A usage of the BGP routing protocol is described which is capable of reducing the routing traffic passed on to routing peers and therefore the load on these peers without adversely affecting route convergence time for relatively stable routes. This technique has been implemented in commercial products supporting BGP. The technique is also applicable to IDRP.
BGPルーティング・プロトコルの用法は説明されます(これらの同輩の上を比較的安定したルートへの悪影響を与えているルート集合時間なしでルーティング同輩としたがって、負荷に流れるルーティング交通を抑えることができます)。 このテクニックは、BGPを支持しながら、商品の中で実行されました。 また、テクニックもIDRPに適切です。
The overall goals are:
全体的な目的は以下の通りです。
o to provide a mechanism capable of reducing router processing load
caused by instability
o 不安定性によって引き起こされたルータ処理負荷を減少させることができるメカニズムを提供するために
o in doing so prevent sustained routing oscillations
o そうする際に、持続しているルーティング振動を防いでください。
o to do so without sacrificing route convergence time for generally
well behaved routes.
o そう犠牲にしないでするには、一般に、よく振る舞っているルートへの集合時間を発送してください。
This must be accomplished keeping other goals of BGP in mind:
BGPの他の目標を覚えておきながら、これを達成しなければなりません:
o pack changes into a small number of updates
o 少ない数のアップデートへの変化を梱包してください。
o preserve consistent routing
o 一貫したルーティングを保存してください。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 1] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[1ページ]RFC2439BGPルートフラップ
o minimal addition space and computational overhead
o 最小量の添加スペースとコンピュータのオーバーヘッド
An excessive rate of update to the advertised reachability of a subset of Internet prefixes has been widespread in the Internet. This observation was made in the early 1990s by many people involved in Internet operations and remains the case. These excessive updates are not necessarily periodic so route oscillation would be a misleading term. The informal term used to describe this effect is "route flap". The techniques described here are now widely deployed and are commonly referred to as "route flap damping".
アップデート対インターネット接頭語の部分集合の広告を出している可到達性の過度の速度はインターネットで広範囲です。 この観測は、1990年代前半にインターネット操作にかかわる多くの人々によって作られて、ケースのままで残っています。 これらの過度のアップデートが必ず周期的であるというわけではないので、ルート振動は語弊がある用語でしょう。 この効果について説明するのに使用される非公式の用語は「ルートフラップ」です。 ここで説明されたテクニックは、現在、広く配備されて、一般的に「ルートフラップ湿気」と呼ばれます。
1 Overview
1つの概観
To maintain scalability of a routed internet, it is necessary to reduce the amount of change in routing state propagated by BGP in order to limit processing requirements. The primary contributors of processing load resulting from BGP updates are the BGP decision process and adding and removing forwarding entries.
発送されたインターネットのスケーラビリティを維持するために、処理所要を制限するためにBGPによって伝播されたルーティング状態の変化の量を減少させるのが必要です。 BGPアップデートからの処理負荷の結果になることの第一の貢献者は、推進エントリーをBGP決定の過程であり、加えて、取り除いています。
Consider the following example. A widely deployed BGP implementation may tend to fail due to high routing update volume. For example, it may be unable to maintain it's BGP or IGP sessions if sufficiently loaded. The failure of one router can further contribute to the load on other routers. This additional load may cause failures in other instances of the same implementation or other implementations with a similar weakness. In the worst case, a stable oscillation could result. Such worse cases have already been observed in practice.
以下の例を考えてください。 広く配備されたBGP実現は、高いルーティングアップデートボリュームのため失敗する傾向があるかもしれません。 例えば、それは、十分ロードされるなら、BGPかIGPセッションであることを支持できないかもしれません。 1つのルータの失敗はさらに他のルータの負荷に貢献できます。 この追加負荷は同様の弱点で同じ実現か他の実現の他の例における失敗を引き起こすかもしれません。 最悪の場合には、安定振動は結果として生じることができました。 そのようなより悪い場合は実際には既に観測されました。
A BGP implementation must be prepared for a large volume of routing traffic. A BGP implementation cannot rely upon the sender to sufficiently shield it from route instabilities. The guidelines here are designed to prevent sustained oscillations, but do not eliminate the need for robust and efficient implementations. The mechanisms described here allow routing instability to be contained at an AS border router bordering the instability.
多くのルーティング交通のためにBGP実現を準備しなければなりません。 BGP実現は、ルートの不安定性からそれを十分保護するために送付者を当てにされることができません。 ここのガイドラインは持続的振動を防ぐように設計されていますが、強健で効率的な実現の必要性を排除しないでください。 ここで説明されたメカニズムで、ルーティングの不安定性は不安定性に接しているAS境界ルータに含みます。
Even where BGP implementations are highly robust, the performance of the routing process is limited. Limiting the propagation of unnecessary change then becomes an issue of maintaining reasonable route change convergence time as a routing topology grows.
BGP実現が非常に体力を要さえするところで、ルーティングの過程の性能は限られています。 その時不要な変化の伝播を制限するのはルーティングトポロジーが発展するので妥当なルート変化集合時間を維持する問題になります。
2 Methods of Limiting Route Advertisement
ルート広告を制限する2つの方法
Two methods of controlling the frequency of route advertisement are described here. The first involves fixed timers. The fixed timer technique has no space overhead per route but has the disadvantage of slowing route convergence for the normal case where a route does not have a history of instability. The second method overcomes this
ルート広告の頻度を制御する2つの方法がここで説明されます。 1番目は固定タイマにかかわります。 固定タイマのテクニックには、ルートが不安定性の歴史を持っていない正常なケースのために1ルートあたりのスペースオーバーヘッドを全く持っていませんが、ルート集合を遅くする不都合があります。 2番目の方法はこれに打ち勝ちます。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 2] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[2ページ]RFC2439BGPルートフラップ
limitation at the expense of maintaining some additional space overhead. The additional overhead includes a small amount of state per route and a very small processing overhead.
何らかの追加スペースオーバーヘッドを維持することを犠牲にした制限。 追加オーバーヘッドは少量の1ルートあたりの状態と非常にわずかな処理オーバヘッドを含んでいます。
It is possible and desirable to combine both techniques. In practice, fixed timers have been set to very short time intervals and have proven useful to pack routes into a smaller number of updates when routes arrive in separate updates. The BGP protocol refers to this as packing Network Layer Reachability Information (NLRI) [5].
両方のテクニックを結合するのは、可能であって、望ましいです。 実際には、ルートが別々のアップデートに届くとき、固定タイマは、非常に短い時間間隔に設定されて、より少ない数のアップデートにルートに詰め込むために有用であることが分かりました。 BGPプロトコルはNetwork Layer Reachability情報(NLRI)[5]を梱包するのにこれについて言及します。
Seldom are fixed timers set to the tens of minutes to hours that would be necessary to actually damp route flap. To do so would produce the undesirable effect of severely limiting routing convergence.
めったに、固定タイマは実際にルートフラップをじめじめとするのに必要な時間まで10分に設定されません。 そうするのは厳しくルーティング集合を制限するという望ましくない効果を生むでしょう。
2.1 Existing Fixed Timer Recommendations
2.1 タイマ推薦が修理された存在
BGP-3 does not make specific recommendations in this area [1]. The short section entitled "Frequency of Route Selection" simply recommends that something be done and makes broad statements regarding certain properties that are desirable or undesirable.
BGP-3はこの領域の特定の推薦状を[1]にしません。 単に「ルート選択の頻度」の権利を与えられた短いセクションは、望ましいか、または望ましくないある特性に関して、何かが完了することを勧めて、広い声明を出します。
BGP4 retains the "Frequency of Route Advertisement" section and adds a "Frequency of Route Origination" section. BGP-4 describes a method of limiting route advertisement involving a fixed (configurable) MinRouteAdvertisementInterval timer and fixed MinASOriginationInterval timer [5]. The recommended timer values of MinRouteAdvertisementInterval is 30 seconds and MinASOriginationInterval is 15 seconds.
BGP4は「ルート広告の頻度」セクションを保有して、「ルート創作の頻度」セクションを加えます。 BGP-4は固定された(構成可能な)MinRouteAdvertisementIntervalタイマと固定MinASOriginationIntervalタイマ[5]にかかわるルート広告を制限する方法を説明します。 MinRouteAdvertisementIntervalのお勧めのタイマ値は30秒です、そして、MinASOriginationIntervalは15秒です。
2.2 Desirable Properties of Damping Algorithms
2.2 湿気アルゴリズムの望ましい特性
Before describing damping algorithms the objectives need to be clearly defined. Some key properties are examined to clarify the design rationale.
アルゴリズムをじめじめとすると説明する前に、目的は、明確に定義される必要があります。 いくつかの基本性質が、デザイン原理をはっきりさせるために調べられます。
The overall objective is to reduce the route update load without limiting convergence time for well behaved routes. To accomplish this, criteria must be defined for well behaved and poorly behaved routes. An algorithm must be defined which allows poorly behaved routes to be identified. Ideally, this measure would be a prediction of the future stability of a route.
総合的な目的はよく振る舞っているルートへの集合時間を制限しないでルートアップデート負荷を減少させることです。 これを達成するために、よく振る舞って不十分に振る舞っているルートと評価基準を定義しなければなりません。 アルゴリズムを定義しなければなりません(不十分に振る舞っているルートが特定されるのを許容します)。 理想的に、この測定はルートの将来の安定性の予測でしょう。
Any delay in propagation of well behaved routes should be minimal. Some delay is tolerable to support better packing of updates. Delay of poorly behave routes should, if possible, be proportional to a measure of the expected future instability of the route. Delay in propagating an unstable route should cause the unstable route to be
よく振る舞っているルートの伝播のどんな遅れも最小限であるべきです。 何らかの遅れがアップデートの、より良いパッキングを支持するのにおいて許容できます。 気分の悪いことの遅れはルートを反応させます。できれば、ルートの予想された未来の不安定性の基準に比例しているべきです。 不安定なルートが不安定なルートは引き起こすはずである伝播の遅れ
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 3] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[3ページ]RFC2439BGPルートフラップ
suppressed until there is some degree of confidence that the route has stabilized.
そこまで抑圧されているのは、ルートが安定していたという信用ですいくらかの。
If a large number of route changes are received in separate updates over some very short period of time and these updates have the potential to be combined into a single update then these should be packed as efficiently as possible before propagating further. Some small delay in propagating well behaved routes is tolerable and is necessary to allow better packing of updates.
いつかの非常に短い期間にわたって、別々のアップデートで多くのルート変化を受け取って、これらのアップデートにただ一つのアップデートに結合するべき可能性があるなら、これらはさらに伝播する前に、できるだけ効率的に梱包されるべきです。 よく振る舞っているルートを伝播する何らかの小さい遅れが、許容できて、アップデートの、より良いパッキングを許すのに必要です。
Where routes are unstable, use and announcement of the routes should be suppressed rather than suppressing their removal. Where one route to a destination is stable, and another route to the same destination is somewhat unstable, if possible, the unstable route should be suppressed more aggressively than if there were no alternate path.
ルートが不安定であるところでは、ルートの使用と発表は彼らの取り外しを抑圧するよりむしろ抑圧されるべきです。 できれば、目的地への1つのルートが安定していて、同じ目的地への別のルートがいくらか不安定であるところでは、不安定なルートはあったならいいえが経路を交替するより積極的に抑圧されるべきです。
Routing consistency within an AS is very important. Only very minimal delay of internal BGP (IBGP) should be done. Routing consistency across AS boundaries is also very important. It is highly undesirable to advertise a route that is different from the route that is being used, except for a very minimal time. It is more desirable to suppress the acceptance of a route (and therefore the use of that route in the IGP) rather than suppress only the redistribution.
ASの中のルート設定の一貫性は非常に重要です。 内部のBGP(IBGP)の非常に最小量の遅れだけが完了しているべきです。 また、AS境界の向こう側のルート設定の一貫性も非常に重要です。 使用されているルートと異なったルートの広告を出すのは非常に望ましくありません、非常に最小量の時間を除いて。 むしろルート(そして、したがって、IGPにおけるそのルートの使用)の承認を抑圧するのは再分配だけを抑圧するより望ましいです。
It is clearly not possible to accurately predict the future stability of a route. The recent history of stability is generally regarded as a good basis for estimating the likelihood of future stability. The criteria that is used to distinguish well behaved from poorly behaved routes is therefore based on the recent history of stability of the route. There is no simple quantitative expression of recent stability so a figure of merit must be defined. Some desirable characteristics of this figure of merit would be that the farther in the past that instability occurred, the less it's affect on the figure of merit and that the instability measure would be cumulative rather than reflecting only the most recent event.
正確にルートの将来の安定性を予測するのは明確に可能ではありません。 一般に、安定性の履歴は将来の安定性の見込みを見積もる良い基礎と見なされます。 使用されて、したがって、不十分に振る舞っているルートからよく振る舞った状態で区別するのがルートの安定性の履歴に基づいているということである評価基準。 最近の安定性のどんな簡単な量的な表現もないので、フィギュア・オブ・メリットを定義しなければなりません。 このフィギュア・オブ・メリットの特性が、より遠いのが不安定性が起こった過去にそれが少なければ少ないほど、フィギュア・オブ・メリットとそれで不安定性測定に影響するということであることが望ましい或るものは最新の出来事だけを反映するよりむしろ累積しているでしょう。
The algorithms should behave such that for routes which have a history of stability but make a few transitions, those transitions should be made quickly. If transitions continue, advertisement of the route should be suppressed. There should be some memory of prior instability. The degree to which prior instability is considered should be gradually reduced as long as the route remains announced and stable.
アルゴリズムが振る舞うべきであるので、安定性の歴史を持っていますが、いくつかの変遷をするルートにおいて、それらの変遷をすぐにするべきです。 変遷が続くなら、ルートの広告は抑圧されるべきです。 先の不安定性に関する何らかのメモリがあるべきです。 先の不安定性が考えられる程度は、ルートが発表されたままで残っている限り、徐々に減少していて安定しているべきです。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 4] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[4ページ]RFC2439BGPルートフラップ
2.3 Design Choices
2.3 デザイン選択
After routes have been accepted their readvertisement will be briefly suppressed to improve packing of updates. There may be a lengthy suppression of the acceptance of an external route. How long a route will be suppressed is based on a figure of merit that is expected to be correlated to the probability of future instability of a route. Routes with high figure of merit values will be suppressed. An exponential decay algorithm was chosen as the basis for reducing the figure of merit over time. These choices should be viewed as suggestions for implementation.
ルートを受け入れた後に、アップデートのパッキングを改良するために簡潔にそれらの再広告を抑圧するでしょう。 外部経路の承認の長い抑圧があるかもしれません。 どれくらい長いルートが抑圧されるかはルートの将来の不安定性の確率に関連すると予想されるフィギュア・オブ・メリットに基づいています。 高いフィギュア・オブ・メリット値があるルートは抑圧されるでしょう。 指数の腐敗アルゴリズムは時間がたつにつれてフィギュア・オブ・メリットを縮小する基礎として選ばれました。 これらの選択は実現のための提案として見なされるべきです。
An exponential decay function has the property that previous instability can be remembered for a fairly long time. The rate at which the instability figure of merit decays slows as time goes on. Exponential decay has the following property.
前の不安定性は特性であるかもしれませんが、指数の腐敗機能はかなり長い時間覚えていられた状態でそうしました。 不安定性フィギュア・オブ・メリットが腐食する速度は時のたつにつれて遅くなります。 指数の腐敗には、以下の特性があります。
f(f(figure-of-merit, t1), t2) = f(figure-of-merit, t1+t2)
f(f(フィギュア・オブ・メリット、t1)、t2)はfと等しいです。(フィギュア・オブ・メリット、t1+t2)
This property allows the decay for a long period to be computed in a single operation regardless of the current value (figure-of-merit). As a performance optimization, the decay can be applied in fixed time increments. Given a desired decay half life, the decay for a single time increment can be computed ahead of time. The decay for multiple time increments is expressed below.
この特性は、長い間現行価値(フィギュア・オブ・メリット)にかかわらずただ一つの操作で計算されるために腐敗を許容します。 パフォーマンスの最適化として、一定時間増分で腐敗を適用できます。 必要な腐敗半減期を考えて、早めに、ただ一つの時間増分のための腐敗を計算できます。 複数の時間増分のための腐敗は以下で言い表されます。
f(figure-of-merit, n*t0) = f(figure-of-merit, t0)**n = K**n
f(フィギュア・オブ・メリット、n*t0)は**n f(フィギュア・オブ・メリット、t0)=K**nと等しいです。
The values of K ** n can be precomputed for a reasonable number of "n" and stored in an array. The value of "K" is always less than one. The array size can be bounded since the value quickly approaches zero. This makes the decay easy to compute using an array bound check, an array lookup and a single multiply regardless as to how much time has elapsed.
K**nの値を相当な数の「n」のために前計算して、アレイに格納できます。 いつも「K」の値は1未満です。 値がすばやくゼロにアプローチするので、アレイサイズは境界がある場合があります。 どのくらいの時間が経過したかに関してアレイルックアップとシングルは、アレイバウンドを使用することで計算しやすい腐敗がこれでチェックするのを不注意に掛けます。
3 Limiting Route Advertisements using Fixed Timers
3 固定タイマを使用することでルート広告を制限すること。
This method of limiting route advertisements involves the use of fixed timers applied to the process of sending routes. It's primary purpose is to improve the packing of routes in BGP update messages. The delay in advertising a stable route should be bounded and minimal. The delay in advertising an unreachable need not be zero, but should also be bounded and should probably have a separate bound set less than or equal to the bound for a reachable advertisement.
ルート広告を制限するこの方法はルートを送る過程に適用された固定タイマの使用を伴います。 第一の目的がBGPアップデートメッセージにおける、ルートのパッキングを改良することであるということです。 安定したルートの広告を出す遅れは、境界があって最小限であるべきです。 手の届かない必要性の広告を出す遅れで、ゼロではありませんが、また、境界があるべきであり、別々のバウンドはたぶん届いている広告のための、よりバウンドを設定するべきです。
The BGP protocol defines the use of a Routing Information Base (RIB). Routes that need to be readvertised can be marked in the RIB or an external set of structures maintained, which references the RIB.
BGPプロトコルは経路情報基地(RIB)の使用を定義します。 維持された構造のRIBか外部のセットで「再-広告を出」す必要があるルートはマークできて、どの参照がRIBであるか。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 5] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[5ページ]RFC2439BGPルートフラップ
Periodically, a subset of the marked routes can be flushed. This is fairly straightforward and accomplishes the objectives. Computation for too simple an implementation may be order N squared. To avoid N squared performance, some form of data structure is needed to group routes with common attributes.
定期的に、著しいルートの部分集合を洗い流すことができます。 これは、かなり簡単であり、目的を達成します。 計算は、簡単過ぎる実現がオーダーNであるかもしれないので、二乗されました。 N二乗された性能を避けるために、何らかのフォームのデータ構造が一般的な属性があるルートを分類するのに必要です。
An implementation should pack updates efficiently, provide a minimum readvertisement delay, provide a bounds on the maximum readvertisement delay that would be experienced solely as a result of the algorithm used to provide a minimum delay, and must be computationally efficient in the presence of a very large number of candidates for readvertisement.
実現は効率的にアップデートを梱包するべきであり、最小の再広告遅れを提供してください、そして、唯一最小の遅れを提供するのに使用されるアルゴリズムの結果、経験されただろうという、再広告の非常に多くの候補があるとき計算上効率的でなければならない最大の再広告遅れの領域を提供してください。
4 Stability Sensitive Suppression of Route Advertisement
4 ルート広告の安定性の敏感な抑圧
This method of limiting route advertisements uses a measure of route stability applied on a per route basis. This technique is applied when receiving updates from external peers only (EBGP). Applying this technique to IBGP learned routes or to advertisement to IBGP or EBGP peers after making a route selection can result in routing loops.
ルート広告を制限するこの方法はルート基礎あたりのaで適用されたルートの安定性の基準を使用します。 外部の同輩だけ(EBGP)からアップデートを受けるとき、このテクニックは適用されています。 ルート選択をした後にIBGPの学術的ルート、または、広告へのこのテクニックをIBGPかEBGP同輩に適用すると、ルーティング輪はもたらされることができます。
A figure of merit based on a measure of instability is maintained on a per route basis. This figure of merit is used in the decision to suppress the use of the route. Routes with high figure of merit are suppressed. Each time a route is withdrawn, the figure of merit is incremented. While the route is not changing the figure of merit value is decayed exponentially with separate decay rates depending on whether the route is stable and reachable or has been stable and unreachable. The decay rate may be slower when the route is unreachable, or the stability figure of merit could remain fixed (not decay at all) while the route remains unreachable. Whether to decay unreachable routes at the same rate, a slower rate, or not at all is an implementation choice. Decaying at a slower rate is recommended.
不安定性の基準に基づくフィギュア・オブ・メリットはルート基礎あたりのaで維持されます。 このフィギュア・オブ・メリットはルートの使用を抑圧するという決定に使用されます。 高いフィギュア・オブ・メリットがいるルートは抑圧されます。 ルートがよそよそしい各回、フィギュア・オブ・メリットは増加されています。 ルートがフィギュア・オブ・メリットを変えていない間、別々の崩壊定数をルートが安定していて届くか、安定している、または手が届かないか依存している状態で、値は指数関数的に腐食されます。 ルートが手が届かないときに、崩壊定数が、より遅いかもしれませんか、または安定性フィギュア・オブ・メリットはルートが手が届かないままで残っていますが、修理されたままで(全く腐食しません)残ることができました。 手の届かないルートを腐食するかどうかは、同じレートにおいてより遅いレート、または全く実現選択ではありません。 より遅い速度で腐食するのはお勧めです。
A very efficient implementation is suggested in the following sections. The implementation only requires computation for the routes contained in an update, when an update is received or withdrawn (as opposed to the simplistic approach of periodically decaying each route). The suggested implementation involves only a small number of simple operations, and can be implemented using scaled integers.
非常に効率的な実現は以下のセクションで示されます。 実現はアップデートで含まれたルートのための計算を必要とするだけです、アップデートを受けるか、または引き下がらせると(定期的に各ルートを腐食する安易なアプローチと対照的に)。 提案された実現は、少ない数の簡単な操作だけにかかわって、スケーリングされた整数を使用することで実行できます。
The behavior of unstable routes is fairly predictable. Severely flapping routes will often be advertised and withdrawn at regular time intervals corresponding to the timers of a particular protocol (the IGP or exterior protocol in use where the problem exists). Marginal circuits or mild congestion can result in a long term pattern of occasional brief route withdrawal or occasional brief
不安定なルートの動きはかなり予測できます。 ルートを厳しくばたつかせるのは、しばしば特定のプロトコル(問題が存在する使用中のIGPか外のプロトコル)のタイマに対応する規定時間間隔で、広告を出して、引き下がるでしょう。 マージンのサーキットか軽い混雑が時々の簡潔なルート退出か時々の要約の長期パターンをもたらすことができます。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 6] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[6ページ]RFC2439BGPルートフラップ
connectivity.
接続性。
4.1 Single vs. Multiple Configuration Parameter Sets
4.1 複数の設定パラメータに対してただ一つのセット
The behavior of the algorithm is modified by a number of configurable parameters. It is possible to configure separate sets of parameters designed to handle short term severe route flap and chronic milder route flap (a pattern of occasional drops over a long time period). The former would require a fast decay and low threshold (allowing a small number of consecutive flaps to cause a route to be suppressed, but allowing it to be reused after a relatively short period of stability). The latter would require a very slow decay and a higher threshold and might be appropriate for routes for which there was an alternate path of similar bandwidth.
アルゴリズムの振舞いは多くの構成可能なパラメタによって変更されます。 短期間の厳しいルートフラップと慢性の、より温和なルートフラップ(長い期間にわたる時々の低下のパターン)を扱うように設計された別々のセットのパラメタを構成するのは可能です。 前者は速い腐敗と低敷居を必要とするでしょう(少ない数の連続したフラップが、ルートが、抑圧されますが、それが比較的短い期間の安定性の後に再利用されるのを許容していることを引き起こすのを許容して)。 後者は、非常に遅い腐敗と、より高い敷居を必要として、同様の帯域幅の代替パスがあったルートに、適切であるかもしれません。
It may also be desirable to configure different thresholds for routes with roughly equivalent alternate paths than for routes where the alternate paths have a lower bandwidth or tend to be congested. This can be solved by associating a different set of parameters with different ranges of preference values. Parameter selection could be based on BGP LOCAL_PREF.
また、およそ同等な代替パスがあるルートに異なった敷居を構成するのも代替パスが下側の帯域幅を持っているか、または充血する傾向があるルートより望ましいかもしれません。 異なった範囲の好みの値に異なったセットのパラメタを関連づけることによって、これを解決できます。 パラメタ選択はBGP LOCAL_県に基づくことができました。
Parameter selection could also be based on whether an alternate route was known. A route would be considered if, for any applicable parameter set, an alternate route with the specified preference value existed and the figure of merit associated with the parameter set did not indicate a need to suppress the route. A less aggressive suppression would be applied to the case where no alternate route at all existed. In the simplest case, a more aggressive suppression would be applied if any alternate route existed. Only the highest preference (most preferred) value needs to be specified, since the ranges may overlap.
また、パラメタ選択は代替経路が知られていたかどうか基づくことができました。 どんな適切なパラメタセットのためにも、指定された好みの値がある代替経路が存在して、パラメタセットに関連しているフィギュア・オブ・メリットがルートを抑圧する必要性を示さないなら、ルートは考えられるでしょうに。 それほど攻撃的でない抑圧は全くいいえ交互のルートが存在したケースに適用されるでしょう。 最も簡単な場合では、何か代替経路が存在しているなら、より攻撃的な抑圧は適用されるでしょうに。 範囲が重なるかもしれないので、最も高い好み(最も好まれる)の値だけが、指定される必要があります。
It might also be desirable to configure a different set of thresholds for routes which rely on switched services and may disconnect at times to reduce connect charges. Such routes might be expected to change state somewhat more often, but should be suppressed if continuous state changes indicate instability.
それは、また、切り換えられたサービスに依存するルートに異なったセットの敷居を構成するのにおいて望ましいかもしれなく、時には、接続料金を減少させるために連絡を断つかもしれません。 そのようなルートは、いくらかしばしば状態を変えると予想されるかもしれませんが、連続した州の変化が不安定性を示すなら、抑圧されるべきです。
While not essential, it might be desirable to be able to configure multiple sets of configuration parameters per route. It may also be desirable to be able to configure sets of parameters that only correspond to a set of routes (identified by AS path, peer router, specific destinations or other means). Experience may dictate how much flexibility is needed and how to best to set the parameters. Whether to allow different damping parameter sets for different routes, and whether to allow multiple figures of merit per route is an implementation choice.
不可欠でない間、複数のセットの1ルートあたりの設定パラメータを構成できるのは望ましいかもしれません。 また、1セットのルート(AS経路、同輩ルータ、特定の目的地または他の手段で、特定される)に対応するだけであるパラメタのセットを構成できるのも望ましいかもしれません。 経験は、パラメタを設定するためにどのくらいの柔軟性が必要であるか、そして、最善へのその方法を決めるかもしれません。 異なった湿気パラメタを許容するかどうかが異なったルートにセットします、そして、1ルートあたりの長所の複数の数字を許容するかどうかが、実現選択です。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 7] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[7ページ]RFC2439BGPルートフラップ
Parameter selection can also be based on prefix length. The rationale is that longer prefixes tend to reach less end systems and are less important and these less important prefixes can be damped more aggressively. This technique is in fairly widespread use. Small sites or those with dense address allocation who are multihomed are often reachable by long prefixes which are not easily aggregated. These sites tend to dispute the choice of prefix length for parameter selection. Advocates of the technique point out that it encourages better aggregation.
また、パラメタ選択は接頭語の長さに基づくことができます。 原理は、より長い接頭語が、より少ないエンドシステムに達する傾向があって、それほど重要でなく、これらのそれほど重要でない接頭語が、より積極的にじめじめとすることができるということです。 このテクニックはかなり広範囲に使用中です。 濃いアドレス配分の「マルチ-家へ帰」る小さいサイトか人がしばしば容易に集められない長い接頭語で届いています。 これらのサイトは、パラメタ選択のために接頭語の長さの選択について議論する傾向があります。 テクニックの支持者は、より良い集合を奨励すると指摘します。
4.2 Configuration Parameters
4.2 構成パラメタ
At configuration time, a number of parameters may be specified by the user. The configuration parameters are expressed in units meaningful to the user. These differ from the parameters used at run time which are in unit convenient for computation. The run time parameters are derived from the configuration parameters. Suggested configuration parameters are listed below.
構成時に、多くのパラメタがユーザによって指定されるかもしれません。 設定パラメータはユーザにとって、重要なユニットで言い表されます。 これらはランタイムのときに使用されたパラメタと異なっています(計算に、便利なユニットにあります)。 設定パラメータからラン・タイム・パラメータを得ます。 提案された設定パラメータは以下にリストアップされています。
cutoff threshold (cut)
締切りの敷居(カット)
This value is expressed as a number of route withdrawals. It is
the value above which a route advertisement will be suppressed.
この値は多くのルート退出として言い表されます。 それはルート広告が抑圧される値です。
reuse threshold (reuse)
再利用敷居(再利用)
This value is expressed as a number of route withdrawals. It is
the value below which a suppressed route will now be used again.
この値は多くのルート退出として言い表されます。 それは抑圧されたルートが現在再び使用される値です。
maximum hold down time (T-hold)
最大の抑制時間(T-保持)
This value is the maximum time a route can be suppressed no
matter how unstable it has been prior to this period of
stability.
この値はそれがこの期間の安定性の前にどんなに不安定であるとしてもルートを抑圧できる最大の時です。
decay half life while reachable (decay-ok)
届く間の腐敗半減期(腐敗間違いありません)です。
This value is the time duration in minutes or seconds during
which the accumulated stability figure of merit will be reduced
by half if the route if considered reachable (whether suppressed
or not).
この値は蓄積された安定性フィギュア・オブ・メリットがルートであるなら届くと考えられるなら(抑圧されているか否かに関係なく)半減する数分間か秒の時間持続時間です。
decay half life while unreachable (decay-ng)
手が届かない間の腐敗半減期(腐敗-ng)
This value is the time duration in minutes or seconds during
which the accumulated stability figure of merit will be reduced
by half if the route if considered unreachable. If not
specified or set to zero, no decay will occur while a route
この値は蓄積された安定性フィギュア・オブ・メリットがルートであるなら手が届かないと考えられるなら半減する数分間か秒の時間持続時間です。 ゼロに指定されないか、または設定されないと、腐敗は全くルートである間、起こらないでしょう。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 8] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[8ページ]RFC2439BGPルートフラップ
remains unreachable.
手が届かないままで、残っています。
decay memory limit (Tmax-ok or Tmax-ng)
腐敗メモリ限界(Tmax-OKかTmax-ng)
This is the maximum time that any memory of previous instability
will be retained given that the route's state remains unchanged,
whether reachable or unreachable. This parameter is generally
used to determine array sizes.
これはルートの状態が変わりがないと前の不安定性に関するどんなメモリも保有される最大の時間です、届くか、または手が届かないことにかかわらず。 一般に、このパラメタは、アレイサイズを決定するのに使用されます。
There may be multiple sets of the parameters above as described in Section 4.1. The configuration parameters listed below would be applied system wide. These include the time granularity of all computations, and the parameters used to control reevaluation of routes that have previously been suppressed.
パラメタの複数のセットがセクション4.1で説明されるように上にあるかもしれません。 応用システムが広いなら、以下にリストアップされた設定パラメータはそうするでしょうに。 これらはすべての計算の時間粒状を含んでいます、そして、パラメタは以前はよく以前に抑圧されたルートの再評価を制御していました。
time granularity (delta-t)
時間粒状(デルタt)
This is the time granularity in seconds used to perform all
decay computations.
これはすべての腐敗計算を実行するのに使用される秒の時間粒状です。
reuse list time granularity (delta-reuse)
再利用リスト時間粒状(デルタ再利用)
This is the time interval between evaluations of the reuse
lists. Each reuse lists corresponds to an additional time
increment.
これは再利用リストの評価の時間間隔です。 再利用が記載するそれぞれが追加時間増分に対応しています。
reuse list memory reuse-list-max
再利用リストメモリ再利用リスト最大
This is the time value corresponding to the last reuse list.
This may be the maximum value of T-hold for all parameter sets
of may be configured.
これは最後の再利用リストに対応する時間的価値です。 これによるパラメタがセットするすべてのためのT-保持の最大値が構成されるかもしれないということであるかもしれません。
number of reuse lists (reuse-list-size)
再利用リストの数(再利用リストサイズ)
This is the number of reuse lists. It may be determined from
reuse-list-max or set explicitly.
これは再利用リストの数です。 それは、再利用リスト最大から断固としているか、または明らかにセットするかもしれません。
A recommended optimization is described in Section 4.8.6 that involves an array referred to as the "reuse index array". A reuse index array is needed for each decay rate in use. The reuse index array is used to estimate which reuse list to place a route when it is suppressed. Proper placement avoids the need to periodically evaluate decay to determine if a route can be reused or when storage can be recovered. Using the reuse index array avoids the need to compute a logarithm to determine placement. One additional system wide parameter can be introduced.
お勧めの最適化は「再利用インデックスアレイ」と呼ばれたアレイにかかわるセクション4.8.6で説明されます。 再利用インデックスアレイが使用中のそれぞれの崩壊定数に必要です。 再利用インデックスアレイは、それが抑圧されるとき、ルートを置くためにどの再利用リストを見積もるかに使用されます。 適切なプレースメントはルートを再利用できるかどうか、またはいつ格納を回復できるかを決定するために定期的に腐敗を評価する必要性を避けます。 再利用インデックスアレイを使用すると、プレースメントを決定するために対数を計算する必要性は避けられます。 1つの追加システム広いパラメタを紹介できます。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 9] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[9ページ]RFC2439BGPルートフラップ
reuse index array size (reuse-index-array-size)
再利用インデックスアレイサイズ(再利用インデックスアレイサイズ)
This is the size of reuse index arrays. This size determines
the accuracy with which suppressed routes can be placed within
the set of reuse lists when suppressed for a long time.
これは再利用インデックスアレイのサイズです。 このサイズは長い間抑圧されると再利用リストのセットの中に抑圧されたルートを置くことができる精度を決定します。
4.3 Guidelines for Setting Parameters
4.3 パラメタを設定するためのガイドライン
The decay half life should be set to a time considerably longer than the period of the route flap it is intended to address. For example, if the decay is set to ten minutes and a route is withdrawn and readvertised exactly every ten minutes, the route would continue to flap if the cutoff was set to a value of 2 or above.
腐敗半減期は記述することを意図するルートフラップの期間よりかなり長い時間に設定されるべきです。 例えば、腐敗が10分に設定されて、ルートがちょうどあらゆる10分単位で引き下がって、「再-広告を出」すなら、締切りが2以上の値に設定されるなら、ルートは、ばたつき続けているでしょうに。
The stability figure of merit itself is an accumulated time decayed total. This must be kept in mind in setting the decay time, cutoff values and reuse values. The figure of merit is increased each time a route transitions from reachable to unreachable. The figure of merit is decayed at a rate proportional to its current value. Increasing the rate of route flap therefore increments the figure of merit more often and reaches a given threshhold in a shorter amount of time. When the response to a constant rate route flap is plotted this looks like a sawtooth with an abrupt rising edge and a decaying falling edge. Since the absolute decay amount is proportional to the figure of merit, at a continuous constant flap rate the baseline of the sawtooth will tend to stop rising and converge if not clipped by a ceiling value.
安定性フィギュア・オブ・メリット自身は蓄積された時間腐食された合計です。 腐敗時間、締切りの値、および再利用値を決めながら、念頭にこれに閉じ込めなければなりません。 ルートが届くのから手の届かなく移行するたびにフィギュア・オブ・メリットは増加されています。 フィギュア・オブ・メリットは現行価値に比例している速度で腐食されます。 ルートフラップのレートを増加させるのは、したがって、よりしばしばフィギュア・オブ・メリットを増加して、より短い時間で与えられたthreshholdに達します。 一定のレートルートフラップへの応答が企まれるとき、これは突然の立ち上がりエッジと腐食している立ち下がりエッジがあるのこぎり歯に似ています。 絶対腐敗量がフィギュア・オブ・メリットに比例しているので、連続した一定のフラップレートで、天井値によって切り取られないと、のこぎり歯の基線は上昇するのを止めて、一点に集まる傾向があるでしょう。
If clipped by a ceiling value, the sawtooth baseline will simply reach the ceiling faster at a higher rate of route flap. For example, if flapping at four times the decay rate the following progression occurs. When the route becomes unreachable the first time the value becomes 1. When the next flap occurs, one is added to the previous value, which has been decreased by the fourth root of 2 (the amount of decay that would occur in 1/4 of the half life time if decay is exponential). The sequence is 1, 1.84, 2.55, 3.14, 3.64, 4.06, 4.42, 4.71, 4.96, 5.17, ..., converging at about 6.285. If a route flaps at four times the decay rate, it will reach 3 in 4 cycles, 4 in 6 cycles, 5 in 10 cycles, and will converge at about 6.3. At twice the decay time, it will reach 3 in 7 cycles, and converge at a value of less than 3.5.
天井値によって切り取られると、のこぎり歯基線はルートフラップの、より高いレートで単により速く天井に達するでしょう。 例えば、崩壊定数の4倍にばたつくなら、以下の進行は起こります。 ルートが1回目に手が届かなくなると、値は1になります。 次のフラップが起こるとき、1つは前の値に加えられます。(それは、2(腐敗が指数であるなら1/4半減期回のときに起こる腐敗の量)の4番目の根によって減少させられました)。 系列は1、1.84、2.55、3.14、3.64、4.06、4.42、4.71、4.96、5.17です…, およそ6.285では、一点に集まります。 ルートが崩壊定数の4倍にばたつくと、それは、4サイクルの3、6サイクルの4、10サイクルの5に達して、およそ6.3で一点に集まるでしょう。 腐敗時間の2倍のときに、それは、7サイクルで3に達して、3.5未満の値で一点に集まるでしょう。
Figure 1 shows the stability figure of merit for route flap at a constant rate. The time axis is labeled in multiples of the decay half life. The plots represent route flap with a period of 1/2, 1/3, 1/4, and 1/8 times the decay half life. A ceiling of 4.5 was set, which can be seen to affect three of the plots, effectively limiting the time it takes to readvertise the route regardless of the prior
図1はルートフラップのために一定の割合で安定性フィギュア・オブ・メリットを示しています。 時間軸は腐敗半減期の倍数でラベルされます。 陰謀は腐敗半減期の1/2、1/3、1/4、および1/8回の期間でルートフラップを表します。 4.5の天井(3つの陰謀に影響するのを見ることができる)は設定されました、事実上、わざわざそれが先にかかわらずルートの「再-広告を出」す制限して
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 10] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[10ページ]RFC2439BGPルートフラップ
history. With cutoff and reuse thresholds of 1.5 and 0.75, routes would be suppressed after being declared unreachable 2-3 times and be used again after approximately 2 decay half life periods of stability.
歴史。 およそ2が半減期を腐食した後に、1.5と0.75の締切りと再利用敷居で、ルートは、安定性で手の届かない2-3回であると宣言された後に、抑圧されて、再び使用されているでしょう。
This function can be expressed formally. Reachability of a route can be represented by a variable "R" with possible values of 0 and 1 representing unreachable and reachable. At a discrete time R can only have one value. The figure of merit is increased by 1 at each transition from R=1 to R=0 and clipped to a ceiling value. The decay in figure of merit can then be expressed over a set of discrete times as follows.
正式にこの機能を言い表すことができます。 0と1の表すことの可能な値が手が届かなくて、届いていた状態で、変数「R」はルートの可到達性を表すことができます。 離散時間型に、Rは1つの値しか持つことができません。 フィギュア・オブ・メリットは、各R=1からR=0までの変遷のときに1つ増加して、天井値に切り取られます。 そして、以下の1セットの離散的な倍にわたってフィギュア・オブ・メリットにおける腐敗を言い表すことができます。
figure-of-merit(t) = K * figure-of-merit(t - delta-t)
K = K1 for R=0 K=K2 for R=1
フィギュア・オブ・メリット(t) = R=0KであることのK*フィギュア・オブ・メリット(t--デルタt)K=K1はR=1であるときにケーツーと等しいです。
The four plots are presented vertically. Due to space limitations, only a limited set of points along the time axis are shown. The value of the figure of merit is given. Along side each value is a very low resolution strip chart made up of ASCII dots. This is just intended to give a rough feel for the rise and fall of the values. The strip charts are not displayed on an overlapping set of axes because the sawtooth waveforms cross each other quite frequently. At the very low resolution of these plots, the rise and fall of the baseline is evident, but the sawtooth nature is only observed in the printed value.
4つの陰謀が垂直に提示されます。 宇宙制限のため、時間軸に沿った限られたセットの先だけが示されます。 フィギュア・オブ・メリットの値を与えます。 側に沿って、各値はASCIIドットで作られた非常に低い解決ストリップ・チャートです。 ただ、これが値の消長の荒い感じを与えることを意図します。 のこぎり歯波形がかなり頻繁に互いに交差しているので、ストリップ・チャートは重なっているセットの軸の上に表示されません。 これらの陰謀の非常に低い解像度のときに、基線の消長は明白ですが、のこぎり歯自然は印刷された値で観測されるだけです。
From the maximum hold time value (T-hold), a ratio of the reuse value to a ceiling can be determined. An integer value for the ceiling can then be chosen such that overflow will not be a problem and all other values can be scaled accordingly. If both cutoffs are specified or if multiple parameter sets are used the highest ceiling will be used.
最大の保持時間値(T-保持)から、再利用価値対天井の比率を測定できます。 オーバーフローは問題にならないでしょう、そして、そして、天井への整数値を選ぶことができるので、それに従って、他のすべての値はスケーリングできます。 両方の締切りが指定されているか、または複数のパラメタセットが使用されていると、最も高い天井は使用されるでしょう。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 11] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
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time figure-of-merit as a function of time (in minutes)
時間の関数としての時間フィギュア・オブ・メリット(数分間の)
0.00 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.08 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.16 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.973 . 0.24 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.920 . 0.32 0.000 . 0.000 . 0.946 . 1.817 . 0.40 0.000 . 0.953 . 0.895 . 2.698 . 0.48 0.000 . 0.901 . 0.847 . 2.552 . 0.56 0.953 . 0.853 . 1.754 . 3.367 . 0.64 0.901 . 0.807 . 1.659 . 4.172 . 0.72 0.853 . 1.722 . 1.570 . 3.947 . 0.80 0.807 . 1.629 . 2.444 . 4.317 . 0.88 0.763 . 1.542 . 2.312 . 4.469 . 0.96 0.722 . 1.458 . 2.188 . 4.228 . 1.04 1.649 . 2.346 . 3.036 . 4.347 . 1.12 1.560 . 2.219 . 2.872 . 4.112 . 1.20 1.476 . 2.099 . 2.717 . 4.257 . 1.28 1.396 . 1.986 . 3.543 . 4.377 . 1.36 1.321 . 2.858 . 3.352 . 4.141 . 1.44 1.250 . 2.704 . 3.171 . 4.287 . 1.52 2.162 . 2.558 . 3.979 . 4.407 . 1.60 2.045 . 2.420 . 3.765 . 4.170 . 1.68 1.935 . 3.276 . 3.562 . 4.317 . 1.76 1.830 . 3.099 . 4.356 . 4.438 . 1.84 1.732 . 2.932 . 4.121 . 4.199 . 1.92 1.638 . 2.774 . 3.899 . 3.972 . 2.00 1.550 . 2.624 . 3.688 . 3.758 . 2.08 1.466 . 2.483 . 3.489 . 3.555 . 2.16 1.387 . 2.349 . 3.301 . 3.363 . 2.24 1.312 . 2.222 . 3.123 . 3.182 . 2.32 1.242 . 2.102 . 2.955 . 3.010 . 2.40 1.175 . 1.989 . 2.795 . 2.848 . 2.48 1.111 . 1.882 . 2.644 . 2.694 . 2.56 1.051 . 1.780 . 2.502 . 2.549 . 2.64 0.995 . 1.684 . 2.367 . 2.411 . 2.72 0.941 . 1.593 . 2.239 . 2.281 . 2.80 0.890 . 1.507 . 2.118 . 2.158 . 2.88 0.842 . 1.426 . 2.004 . 2.042 . 2.96 0.797 . 1.349 . 1.896 . 1.932 . 3.04 0.754 . 1.276 . 1.794 . 1.828 . 3.12 0.713 . 1.207 . 1.697 . 1.729 . 3.20 0.675 . 1.142 . 1.605 . 1.636 . 3.28 0.638 . 1.081 . 1.519 . 1.547 . 3.36 0.604 . 1.022 . 1.437 . 1.464 . 3.44 0.571 . 0.967 . 1.359 . 1.385 .
0.00 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.08 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.16 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.973 . 0.24 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.920 . 0.32 0.000 . 0.000 . 0.946 . 1.817 . 0.40 0.000 . 0.953 . 0.895 . 2.698 . 0.48 0.000 . 0.901 . 0.847 . 2.552 . 0.56 0.953 . 0.853 . 1.754 . 3.367 . 0.64 0.901 . 0.807 . 1.659 . 4.172 . 0.72 0.853 . 1.722 . 1.570 . 3.947 . 0.80 0.807 . 1.629 . 2.444 . 4.317 . 0.88 0.763 . 1.542 . 2.312 . 4.469 . 0.96 0.722 . 1.458 . 2.188 . 4.228 . 1.04 1.649 . 2.346 . 3.036 . 4.347 . 1.12 1.560 . 2.219 . 2.872 . 4.112 . 1.20 1.476 . 2.099 . 2.717 . 4.257 . 1.28 1.396 . 1.986 . 3.543 . 4.377 . 1.36 1.321 . 2.858 . 3.352 . 4.141 . 1.44 1.250 . 2.704 . 3.171 . 4.287 . 1.52 2.162 . 2.558 . 3.979 . 4.407 . 1.60 2.045 . 2.420 . 3.765 . 4.170 . 1.68 1.935 . 3.276 . 3.562 . 4.317 . 1.76 1.830 . 3.099 . 4.356 . 4.438 . 1.84 1.732 . 2.932 . 4.121 . 4.199 . 1.92 1.638 . 2.774 . 3.899 . 3.972 . 2.00 1.550 . 2.624 . 3.688 . 3.758 . 2.08 1.466 . 2.483 . 3.489 . 3.555 . 2.16 1.387 . 2.349 . 3.301 . 3.363 . 2.24 1.312 . 2.222 . 3.123 . 3.182 . 2.32 1.242 . 2.102 . 2.955 . 3.010 . 2.40 1.175 . 1.989 . 2.795 . 2.848 . 2.48 1.111 . 1.882 . 2.644 . 2.694 . 2.56 1.051 . 1.780 . 2.502 . 2.549 . 2.64 0.995 . 1.684 . 2.367 . 2.411 . 2.72 0.941 . 1.593 . 2.239 . 2.281 . 2.80 0.890 . 1.507 . 2.118 . 2.158 . 2.88 0.842 . 1.426 . 2.004 . 2.042 . 2.96 0.797 . 1.349 . 1.896 . 1.932 . 3.04 0.754 . 1.276 . 1.794 . 1.828 . 3.12 0.713 . 1.207 . 1.697 . 1.729 . 3.20 0.675 . 1.142 . 1.605 . 1.636 . 3.28 0.638 . 1.081 . 1.519 . 1.547 . 3.36 0.604 . 1.022 . 1.437 . 1.464 . 3.44 0.571 . 0.967 . 1.359 . 1.385 .
Figure 1: Instability figure of merit for flap at a constant rate
図1: 一定のレートにおけるフラップのための不安定性フィギュア・オブ・メリット
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 12] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[12ページ]RFC2439BGPルートフラップ
time figure-of-merit as a function of time (in minutes)
時間の関数としての時間フィギュア・オブ・メリット(数分間の)
0.00 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.20 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.40 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.60 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.80 0.000 . 0.000 . 0.000 . 1.00 0.999 . 0.999 . 0.999 . 1.20 0.971 . 0.971 . 0.929 . 1.40 0.945 . 0.945 . 0.809 . 1.60 0.919 . 0.865 . 0.704 . 1.80 0.894 . 0.753 . 0.613 . 2.00 1.812 . 1.657 . 1.535 . 2.20 1.762 . 1.612 . 1.428 . 2.40 1.714 . 1.568 . 1.244 . 2.60 1.667 . 1.443 . 1.083 . 2.80 1.622 . 1.256 . 0.942 . 3.00 1.468 . 1.094 . 0.820 . 3.20 2.400 . 2.036 . 1.694 . 3.40 2.335 . 1.981 . 1.475 . 3.60 2.271 . 1.823 . 1.284 . 3.80 2.209 . 1.587 . 1.118 . 4.00 1.999 . 1.381 . 0.973 . 4.20 2.625 . 2.084 . 1.727 . 4.40 2.285 . 1.815 . 1.503 . 4.60 1.990 . 1.580 . 1.309 . 4.80 1.732 . 1.375 . 1.139 . 5.00 1.508 . 1.197 . 0.992 . 5.20 1.313 . 1.042 . 0.864 . 5.40 1.143 . 0.907 . 0.752 . 5.60 0.995 . 0.790 . 0.654 . 5.80 0.866 . 0.688 . 0.570 . 6.00 0.754 . 0.599 . 0.496 . 6.20 0.656 . 0.521 . 0.432 . 6.40 0.571 . 0.454 . 0.376 . 6.60 0.497 . 0.395 . 0.327 . 6.80 0.433 . 0.344 . 0.285 . 7.00 0.377 . 0.299 . 0.248 . 7.20 0.328 . 0.261 . 0.216 . 7.40 0.286 . 0.227 . 0.188 . 7.60 0.249 . 0.197 . 0.164 . 7.80 0.216 . 0.172 . 0.142 . 8.00 0.188 . 0.150 . 0.124 .
0.00 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.20 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.40 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.60 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.80 0.000 . 0.000 . 0.000 . 1.00 0.999 . 0.999 . 0.999 . 1.20 0.971 . 0.971 . 0.929 . 1.40 0.945 . 0.945 . 0.809 . 1.60 0.919 . 0.865 . 0.704 . 1.80 0.894 . 0.753 . 0.613 . 2.00 1.812 . 1.657 . 1.535 . 2.20 1.762 . 1.612 . 1.428 . 2.40 1.714 . 1.568 . 1.244 . 2.60 1.667 . 1.443 . 1.083 . 2.80 1.622 . 1.256 . 0.942 . 3.00 1.468 . 1.094 . 0.820 . 3.20 2.400 . 2.036 . 1.694 . 3.40 2.335 . 1.981 . 1.475 . 3.60 2.271 . 1.823 . 1.284 . 3.80 2.209 . 1.587 . 1.118 . 4.00 1.999 . 1.381 . 0.973 . 4.20 2.625 . 2.084 . 1.727 . 4.40 2.285 . 1.815 . 1.503 . 4.60 1.990 . 1.580 . 1.309 . 4.80 1.732 . 1.375 . 1.139 . 5.00 1.508 . 1.197 . 0.992 . 5.20 1.313 . 1.042 . 0.864 . 5.40 1.143 . 0.907 . 0.752 . 5.60 0.995 . 0.790 . 0.654 . 5.80 0.866 . 0.688 . 0.570 . 6.00 0.754 . 0.599 . 0.496 . 6.20 0.656 . 0.521 . 0.432 . 6.40 0.571 . 0.454 . 0.376 . 6.60 0.497 . 0.395 . 0.327 . 6.80 0.433 . 0.344 . 0.285 . 7.00 0.377 . 0.299 . 0.248 . 7.20 0.328 . 0.261 . 0.216 . 7.40 0.286 . 0.227 . 0.188 . 7.60 0.249 . 0.197 . 0.164 . 7.80 0.216 . 0.172 . 0.142 . 8.00 0.188 . 0.150 . 0.124 .
Figure 2: Separate decay constants when unreachable
図2: 手が届かないときには崩壊定数を切り離してください。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 13] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[13ページ]RFC2439BGPルートフラップ
Figure 2 shows the effect of configuring separate decay rates to be used when the route is reachable or unreachable. The decay rate is 5 times slower when the route is unreachable. In the three case shown, the period of the route flap is equal to the decay half life but the route is reachable 1/8 of the time in one, reachable 1/2 the time in one, and reachable 7/8 of the time in the other. In the last case the route is not suppressed until after the third unreachable (when it is above the top threshold after becoming reachable again).
図2はルートが届くか、または手が届かないときに、使用されるために別々の崩壊定数を構成するという効果を示しています。 ルートが手が届かないときに、崩壊定数は5倍より遅いです。 見せられた3場合では、ルートフラップの期間は腐敗半減期と等しいのですが、1、およびもう片方における届いている7/8回の時にルートは1、届いている1/2で届いている1/8回です。 最後の場合では、ルートは3番目に手の届かなかったことの後まで抑圧されません(再び届くようになった後に最高敷居を超えているとき)。
The main point of Figure 2 is to show the effect of changing the duty
cycle of the square wave in the variable "R" for a fixed frequency of
the square wave. If the decay constants are chosen such that decay
is slower when R=0 (the route is unreachable), then the figure of
merit rises more slowly (more accurately, the baseline of the
sawtooth waveform rises more slowly) if the route is reachable a
larger percentage of the time. The effect when the route becomes
persistently reachable again can be fairly negligible if the sawtooth
is clipped by a ceiling value, but is more significant if a slow
route flap rate or short interval of route flapping is such that the
sawtooth does not reach the ceiling value. In Figure 2 the interval
in which the routes are unstable is short enough that the ceiling
value is not reached, therefore, the routes that are reachable for a
greater percentage of the route flap cycle are reused (placed in the
RIB and advertised to peers) sooner than others after the route
becomes stable again ("R" becomes 1, indicating the announced state
goes to reachable and remains there).
図2の要点は矩形波の固定頻度のために変数「R」における、矩形波のデューティサイクルを変えるという効果を示していることです。 R=0(ルートは手が届きません)(ルートが届くならフィギュア・オブ・メリットが、よりゆっくり(より正確に、のこぎり歯波形の基線は、よりゆっくり上昇する)現代の、より大きい百分率に上るその時)であるときに、そのようなものが崩壊定数に選ばれているなら、その腐敗は、より遅いです。 ルートが再び持続して届くようになるとき、効果は、のこぎり歯が天井値によって切り取られるならかなり取るにたらない場合がありますが、のこぎり歯がルートのばたつくことの遅いルートフラップレートか短い間隔がそのようなものであるので天井値に達しないなら、より重要です。 図2では、ルートが不安定である間隔は天井値に達していなくて、したがって、再び安定するようになった(「R」は1になります、発表された状態が届くようになって、そこに残っているのを示して)後にルートフラップサイクルの、より大きい割合において、届いているルートが他のものより早く再利用されるほど(RIBに置いて、同輩に広告を出します)短いです。
In both Figure 1 and Figure 2, routes would be suppressed. Routes flapping at the decay half life or less would be withdrawn two or three times and then remain withdrawn until they had remained stably announced and stable for on the order of 1 1/2 to 2 1/2 times the decay half life (given the ceiling in the example).
図1と図2の両方では、ルートは抑圧されるでしょう。 腐敗半減期にばたつくルートか以下が、腐敗半減期(例で天井を与える)の1 1/2〜2 1/2回の注文ときに安定して発表されていて安定していたままで残るまで2回か3回引き下がって、次に、よそよそしいままでしょう。
The purpose of damping BGP route flap is to reduce the processor burden at the immediate router and the processor burden to downstream routers (BGP peer routers and peers of peers that will see the route announcements advertised by the immediate router). Computing a figure of merit at each discrete time interval using figure-of- merit(t) = K * figure-of-merit(t - delta-t) would be very inefficient and defeat the purpose. This problem is addressed by defering computation as long as possible and doing a single simple computation to compensate for the decay during the time that has elapsed since the figure of merit was last updated. The use of decay arrays provides the single simple calculation. The use of reuse lists (described later) provide a means to defer calculations. A route becomes usable if there was not further change for a period of time and the route is unreachable. The data structure storage is recovered if the route's state has not changed for a period of time
BGPルートフラップをじめじめとする目的は即座のルータとプロセッサ負担で川下のルータ(ルート発表が即座のルータで広告を出すのを見る同輩のBGP同輩ルータと同輩)にプロセッサ負担を減少させることです。 -図を使用することでそれぞれの離散時間型間隔を置いてフィギュア・オブ・メリットを計算して、K*フィギュア・オブ・メリット(t--デルタt)は、長所(t)=では、非常に効率が悪く、目的をくつがえすでしょう。 この問題は、フィギュア・オブ・メリットをアップデートして以来経過している時間、できるだけ長い間計算をdeferingして、腐敗を補うためにただ一つの簡単な計算をすることによって、記述されます。 腐敗アレイの使用はただ一つの簡単な計算を提供します。 再利用リスト(後で説明される)の使用は計算を延期する手段を提供します。 変化がしばらくさらになかったなら、ルートは使用可能になります、そして、ルートは手が届きません。 ルートの状態がしばらく今まで変わっていないなら、データ構造格納は回復されます。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 14] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[14ページ]RFC2439BGPルートフラップ
and it has been unreachable. The reuse arrays provide a means to estimate how long a computation can be deferred if there is no further change.
そして、それは手が届きません。 再利用アレイは変化がこれ以上なければどれくらい長い間計算を延期できるかと見積もる手段を提供します。
A larger time granularity will keep table storage down. The time granularity should be less than a minimal reasonable time between expected worse case route flaps. It might be reasonable to fix this parameter at compile time or set a default and strongly recommend that the user leave it alone. With an exponential decay, array size can be greatly reduced by setting a period of complete stability after which the decayed total will be considered zero rather than retaining a tiny quantity. Alternately, very long decays can be implemented by multiplying more than once if array bounds are exceeded.
より大きい時間粒状はテーブル格納を抑えるでしょう。 粒状がそうするべきである時代に、予想されたより悪いケースルートフラップの間では、最小量の妥当な時間より少なくいてください。 コンパイル時におけるこのパラメタを修理するか、デフォルトを設定して、またはユーザがそれを放っておくことを強く勧めるのが妥当であるかもしれません。 指数の腐敗に従って、アレイサイズは、腐食された合計がごく少量を保有するよりゼロであるとむしろ考えられる完全な安定性の期間を決めることによって、大いに減少できます。 交互に、長さはまさしくその腐食します。アレイ領域が超えられているなら、一度より多くの増えることで実行できます。
The reuse lists hold suppressed routes grouped according to how long it will be before the routes are eligible for reuse. Periodically each list will be advanced by one position and one list removed as described in Section 4.8.7. All of the suppressed routes in the removed list will be reevaluated and either used or placed in another list according to how much additional time must elapse before the route can be reused. The last list will always contain all the routes which will not be advertised for more time than is appropriate for the remaining list heads. When the last list advances to the front, some of the routes will not be ready to be used and will have to be requeued. The time interval for reconsidering suppressed routes and number of list heads should be configurable. Reasonable defaults might be 30 seconds and 64 list heads. A route suppressed for a long time would need to be reevaluated every 32 minutes.
リストが保持する再利用は再利用において適任になる前にどれくらい長いのに従ってそれがなるか分類されたルートを抑圧しました。 定期的に、各リストはセクション4.8.7で説明されるように免職された1つの位置と1つのリストによって進められるでしょう。 ルートを再利用できる前にどのくらいの追加時間が経過しなければならないかのに応じて、取り除かれたリストの抑圧されたルートのすべてが、別のリストに再評価されて、使用されるか、または置かれるでしょう。 最後のリストはいつも残っているリスト・ヘッドにとって適切であるより多くの時間広告に掲載されていないすべてのルートを入れてあるでしょう。 最後のリストが前部に達すると、いくつかのルートが、使用される準備ができていなくて、「再-列に並ばせ」られなければならないでしょう。 再考がリスト・ヘッドのルートと数を抑圧したので、時間間隔は構成可能であるべきです。 合理的なデフォルトは、30秒と64人のリスト・ヘッドであるかもしれません。 長い間抑圧されたルートは、32分毎に再評価される必要があるでしょう。
4.4 Run Time Data Structures
4.4 ランタイムデータ構造
A fixed small amount of per system storage will be required. Where sets of multiple configuration parameters are used, storage will be required per set of parameters. A small amount of per route storage is required. A set of list heads is needed. These list heads are used to arrange suppressed routes according to the time remaining until they can be reused.
Aが格納がそうするシステム単位で少量を固定した、必要であってください。 複数の設定パラメータのセットが使用されているところでは、格納がパラメタのセット単位で必要でしょう。 わずかな量、ルートに従って、格納が必要です。 1セットのリスト・ヘッドが必要です。 これらのリスト・ヘッドは、時間に応じてそれらを再利用できるまで残りながら抑圧されたルートをアレンジするのに使用されます。
A separate reuse list can be used to hold unreachable routes for the purpose of later recovering storage if they remain unreachable too long. This might be more accurately described as a recycling list. The advantage this would provide is making free data structures available as soon as possible. Alternately, the data structures can simply be placed on a queue and the storage recovered when the route hits the front of the queue and if storage is needed. The latter is less optimal but simple.
手が届かないままで残っているなら後で格納を回復する目的のための手の届かないルートを長く保持し過ぎるために別々の再利用リストを使用できます。 これは、より正確に再生リストとして記述されているかもしれません。 これが提供する利点で、無料のデータ構造はできるだけ早く、利用可能になります。 交互に、ルートが待ち行列の前部に当ると回復されて、格納が必要であるなら、単に待ち行列と格納にデータ構造を置くことができます。 後者は、それほど最適ではありませんが、簡単です。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 15] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[15ページ]RFC2439BGPルートフラップ
If multiple sets of configuration parameters are allowed per route, there is a need for some means of associating more than one figure of merit and set of parameters with each route. Building a linked list of these objects seems like one of a number of reasonable implementations. Similarly, a means of associating a route to a reuse list is required. A small overhead will be required for the pointers needed to implement whatever data structure is chosen for the reuse lists. The suggested implementation uses a double linked lists and so requires two pointers per figure of merit.
複数のセットの設定パラメータがルート単位で許容されているなら、1フィギュア・オブ・メリットとセット以上のパラメタを各ルートに関連づけるいくつかの手段の必要があります。 これらの物の繋がっているリストを造るのは合理的な実現の数の1つのように見えます。 同様に、再利用リストにルートを関連づける手段が必要です。 わずかなオーバーヘッドが再利用リストに選ばれているどんなデータ構造も実行するのに必要であるポインタに必要でしょう。 提案された実現は、二重繋がっているリストを使用するので、1フィギュア・オブ・メリットあたり2個のポインタを必要とします。
Each set of configuration parameters can reference decay arrays and reuse arrays. These arrays should be shared among multiple sets of parameters since their storage requirement is not negligible. There will be only one set of reuse list heads for the entire router.
それぞれのセットの設定パラメータは参照腐敗アレイと再利用アレイをそうすることができます。 それらの格納要件が取るにたらなくないので、これらのアレイは複数のセットのパラメタの中で共有されるべきです。 全体のルータのための1セットの再利用リスト・ヘッドしかいないでしょう。
4.4.1 Data Structures for Configuration Parameter Sets
4.4.1 設定パラメータセットのためのデータ構造
Based on the configuration parameters described in the previous section, the following values can be computed as scaled integers directly from the corresponding configuration parameters.
前項で説明された設定パラメータに基づいて、スケーリングされた整数として直接対応する設定パラメータから以下の値を計算できます。
o decay array scale factor (decay-array-scale-factor)
o 腐敗アレイスケール要素(腐敗アレイ位取り因数)
o cutoff value (cut)
o 締切りの値(カット)
o reuse value (reuse)
o 再利用値(再利用)
o figure of merit ceiling (ceiling)
o フィギュア・オブ・メリット天井(天井)
Each configuration parameter set will reference one or two decay arrays and one or two reuse arrays. Only one array will be needed if the decay rate is the same while a route is unreachable as while it is reachable, or if the stability figure of merit does not decay while a route is unreachable.
それぞれの設定パラメータセットは参照箇所1か2つの腐敗アレイと1か2つの再利用アレイがそうするでしょう。 崩壊定数がそれをゆったり過ごすときルートが手が届かないのですが、ルートが手が届かない間、安定性フィギュア・オブ・メリットが腐食しないなら同じくらいが届いているということであるなら、あるアレイだけが必要でしょう。
4.4.2 Data Structures per Decay Array and Reuse Index Array
4.4.2 1腐敗あたりのデータ構造は、インデックスアレイを整列させて、再利用します。
The following are also computed from the configuration parameters though not as directly. The computation is described in Section 4.5.
また、もっとも、以下は設定パラメータから同じくらい直接でない計算されます。 計算はセクション4.5で説明されます。
o decay rate per tick (decay-delta-t)
o 1カチカチする音あたりの崩壊定数(腐敗デルタt)
o decay array size (decay-array-size)
o 腐敗アレイサイズ(腐敗アレイサイズ)
o decay array (decay[])
o 腐敗アレイ([])を腐食してください。
o reuse index array size (reuse-index-array-size)
o 再利用インデックスアレイサイズ(再利用インデックスアレイサイズ)
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 16] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[16ページ]RFC2439BGPルートフラップ
o reuse index array (reuse-index-array[])
o 再利用インデックスアレイ(再利用インデックスアレイ[])
For each decay rate specified, an array will be used to store the value of a computed parameter raised to the power of the index of each array element. This is to speed computations. The decay rate per tick is an intermediate value expressed as a real number and used to compute the values stored in the decay arrays. The array size is computed from the decay memory limit configuration parameter expressed as an array size or as a maximum hold time.
指定された各崩壊定数において、アレイは、それぞれの配列の要素のインデックスのパワーに提起された計算されたパラメタの値を格納するのに使用されるでしょう。 これは、計算を促進するためのものです。 1カチカチする音あたりの崩壊定数は実数として言い表されて、腐敗アレイに格納された値を計算するのに使用される中間的値です。 アレイサイズはアレイサイズとして、または、最大の保持時間として言い表された腐敗メモリ限界設定パラメータから計算されます。
The decay array size must be of sufficient size to accommodate the specified decay memory given the time granularity, or sufficient to hold the number of array elements until integer rounding produces a zero result if that value is smaller, or a implementation imposed reasonable size to prevent configurations which use excessive memory. Implementations may chose to make the array size shorter and multiply more than once when decaying a long time interval to reduce storage.
腐敗アレイサイズはその値が、より小さいなら時間粒状、または整数一周までの配列の要素の数が起こす保持に十分な状態で与えられた指定された腐敗メモリに対応できるくらいのサイズでは、ゼロが結果として生じたか、または実現が過度の記憶を使用する構成を防ぐために妥当なサイズを課したということであるに違いありません。 格納を抑える長い時間間隔を腐食するとき、実現は、アレイサイズをより短くするのを選んで、一度以上を掛けるかもしれません。
The reuse index arrays serve a similar purpose to the decay arrays. In BGP, a route is said to be "used" if it is considered the best route. In this context, if the route is "used" it is placed in the RIB and is eligible for advertisement to BGP peers. If a route is withdrawn (a BGP announcement is made by a peer indicating that it is no longer reachable), then it is no longer eligible for "use". When a route becomes reachable it may not be "used" immediately if the figure of merit indicates that a recent instability has occurred. After the route remains stable and the figure of merit decays below the "reuse" threshhold, the route is said to be eligible to be "reused" (treated as truly reachable, placed in the RIB and advertised to peers). The amount of time until a route can be reused can be determined using a array lookup. The array can be built given the decay rate. The array is indexed using a scaled integer proportional to the ratio between a current stability figure of merit value and the value needed for the route to be reused.
再利用インデックスアレイは腐敗アレイに同様の目的に役立ちます。 BGPでは、それが最も良いルートであると考えられるなら、ルートは「使用される」と言われます。 このような関係においては、ルートが「中古である」なら、RIBに置かれて、広告には、BGP同輩に適任です。 ルートがよそよそしいなら(BGP発表はそれがもう届いていないのを示す同輩によってされます)、「使用」には、もう適任ではありません。 ルートがすぐに届くようになるとき、フィギュア・オブ・メリットが、最近の不安定性が起こったのを示すなら、それは「使用されないかもしれません」。 ルートが安定した状態を保って、フィギュア・オブ・メリットが「再利用」threshholdの下で腐食した後に、ルートは「再利用されること」が(本当に届くとして扱って、RIBに置いて、同輩に広告を出します)適任であると言われます。 時間は、アレイルックアップを使用することでルートを再利用できるまで決定できます。 崩壊定数を考えて、アレイを建設できます。 現在の安定性フィギュア・オブ・メリット価値とルートが再利用されるのに必要である値の間の比率に比例しているスケーリングされた整数を使用することでアレイは索引をつけられます。
4.4.3 Per Route State
4.4.3 ルート状態単位で
Information must be maintained per some tuple representing a route. At the very minimum, the NLRI (BGP prefix and length) must be contained in the tuple. Different BGP attributes may be included or excluded depending on the specific situation. The AS path should also be contained in the tuple by default. The tuple may also optionally contain other BGP attributes such as MULTI_EXIT_DISCRIMINATOR (MED).
ルートを表すいくらかのtuple単位で情報を保守しなければなりません。 非常に最小では、tupleにNLRI(BGP接頭語と長さ)を含まなければなりません。 特定の状況によって、異なったBGP属性は、含まれているか、または除かれるかもしれません。 また、AS経路はデフォルトでtupleに含まれるべきです。 また、tupleは任意にMULTI_EXIT_DISCRIMINATOR(MED)などの他のBGP属性を含むかもしれません。
The tuple representing a route for the purpose of route flap damping is:
ルートフラップ湿気の目的のためにルートを表すtupleは以下の通りです。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 17] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
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tuple entry default options
-------------------------------------------
NLRI
prefix required
length required
AS path included option to exclude
last AS set in path excluded option to include
next hop excluded option to include
MED excluded option to include
in comparisons only
tupleエントリー省略時のオプション------------------------------------------- NLRIの接頭語の必要な長さの必要なAS経路は、ASが、MEDを含むように次のホップの除かれたオプションを含む経路の除かれたオプションで除かれたオプションが比較だけに含んでいるように設定する最終を除くためにオプションを含んでいました。
The AS path is generally included in order to identify downstream instability which is not being damped or not being sufficiently damped and is alternating between a stable and an unstable path. Under rare circumstances it may be desirable to exclude AS path for all or a subset of prefixes. If an AS path ends in an AS set, in practice the path is always for an aggregate. Changes to the trailing AS set should be ignored. Ideally the AS path comparison should insure that at least one AS has remained constant in the old and new AS set, but completely ignoring the contents of a trailing AS set is also acceptable.
AS経路は、一般に、じめじめとしないか、または十分じめじめとしていない川下の不安定性を特定するために含まれていて、安定した経路と不安定な経路の間を行き来しています。 まれな状況で、接頭語のすべてか部分集合のためにAS経路を除くのは望ましいかもしれません。 実際には、AS経路がASセットに終わるなら、経路はいつも集合のためのものです。 ASが設定する引きずることへの変化は無視されるべきです。 理想的に、AS経路比較は、少なくとも1ASが古くて新しいASセットで一定のままで残っていたのを保障するべきですが、また、ASが設定する引きずることのコンテンツを完全に無視するのも許容できます。
Including next hop and MED changes can help suppress the use of an AS which is internally unstable or avoid a next hop which is closer to an unstable IGP path in the adjacent AS. If a large number of MED values are used, the increase in the amount of state may become a problem. For this reason MED is disabled by default and enabled only as part of the tuple comparison, using a single state entry regardless of MED value. Including MED will suppress the use of the adjacent AS even though the change need not be propagated further. Using MED is only a safe practice if a path is known to exist through another AS or where there are enough peering sites with the adjacent AS such that routes heard at only a subset of the peering sites will be suppressed.
次のホップとMED変化を含んでいるのは、内部的に不安定なASの使用を抑圧するのを助けるか、または隣接しているASの不安定なIGP経路の、より近くにある次のホップを避けることができます。 多くのMED値が使用されているなら、状態の量の増加は問題になるかもしれません。 この理由で、MEDは単にtuple比較の一部としてデフォルトで無効にされて、有効にされます、MED値にかかわらず単一の州のエントリーを使用して。 MEDを含んでいると、変化はさらに伝播される必要はありませんが、隣接しているASの使用は抑圧されるでしょう。 経路がじっと見るサイトの部分集合だけで聞かれたルートが抑圧されるように別のASを通して、または、隣接しているASとの十分なじっと見るサイトがあるところに存在するのが知られている場合にだけ、MEDを使用するのは、安全な習慣です。
4.4.4 Data Structures per Route
4.4.4 1ルートあたりのデータ構造
The following information must be maintained per route. A route here is considered to be a tuple usually containing NLRI, next hop, and AS path as defined in Section 4.4.3.
ルート単位で以下の情報を保守しなければなりません。 ここのルートは通常、セクション4.4.3で定義されるようにNLRI、次のホップ、およびAS経路を含むtupleであると考えられます。
stability figure of merit (figure-of-merit)
安定性フィギュア・オブ・メリット(フィギュア・オブ・メリット)
Each route must have a stability figure of merit per applicable
parameter set.
各ルートで、適切なパラメタあたり1人の安定性フィギュア・オブ・メリットを用意ができさせなければなりません。
last time updated (time-update)
前回、アップデートします。(時間アップデート)
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 18] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[18ページ]RFC2439BGPルートフラップ
The exact last time updated must be maintained to allow
exponential decay of the accumulated figure of merit to be
deferred until the route might reasonable be considered eligible
for a change in status (having gone from unreachable to
reachable or advancing within the reuse lists).
状態(手の届かないのから届くまで行ったか、再利用リストの中の前進)の変化に適任の状態で考えられて、蓄積されたフィギュア・オブ・メリットの指数の腐敗が力の合理的なルートまで延期されるのを許容するためにアップデートされた最後の正確な時を維持しなければなりません。
config block pointer
コンフィグブロックポインタ
Any implementation that supports multiple parameter sets must
provide a means of quickly identifying which set of parameters
corresponds to the route currently being considered. For
implementations supporting only parameter sets where all routes
must be treated the same, this pointer is not required.
複数のパラメタセットを支えるどんな実現も考えられて、どのセットのパラメタが現在ルートに対応するかをすぐに特定する手段を提供しなければなりません。 同じようにすべてのルートを扱わなければならないパラメタセットだけを支える実現において、このポインタは必要ではありません。
reuse list traversal pointers
再利用リスト縦断ポインタ
If doubly linked lists are used to implement reuse lists, then
two pointers will be needed, previous and next. Generally there
is a double linked list which is unused when a route is
suppressed from use that can be used for reuse list traversal
eliminating the need for additional pointer storage.
二倍繋がっているリストが再利用リストを実行するのに使用されると、2個のポインタが、必要で、前であって、次になるでしょう。 一般に、ルートが追加ポインタ格納の必要性を排除する再利用リスト縦断に使用できる使用から抑圧されるとき未使用であることの繋がっている二重リストがあります。
4.5 Processing Configuration Parameters
4.5 処理設定パラメータ
From the configuration parameters, it is possible to precompute
a number of values that will be used repeatedly and retain these
to speed later computations that will be required frequently.
設定パラメータから、それが後の計算であることを促進するために繰り返して使用されて、これらを保有する多くの値が頻繁に必要であることは、precomputeに可能です。
Scaling is usually dependent on the highest value that figure-
of-merit can attain, referred to here as the ceiling. The real
number value of the ceiling will typically be determined by the
following equation. The ceiling can also be configured to a
specific value, which in turn dictates T-hold.
天井としてここを参照されて、通常、スケーリングは値に長所の図が得ることができる中で最も高い依存しています。 天井の実数値は以下の方程式で通常決定するでしょう。 また、特定の値に天井を構成できます。(順番に、それは、T-保持を決めます)。
ceiling = reuse * (exp(T-hold/decay-half-life) * log(2))
天井=再利用*(exp(腐敗T-保持/半減期)*ログ(2))
In the above equation, reuse is the reuse threshhold described
in Section 4.2.
上の方程式で、再利用はthreshholdがセクション4.2で説明した再利用です。
The methods of scaled integer arithmetic are not described in
detail here. The methods of determining the real values are
given. Translation into scaled integer values and the details
of scaled integer arithmetic are left up to the individual
implementations.
スケーリングされた整数演算の方法はここで詳細に説明されません。 実価を決定する方法を与えます。 スケーリングされた整数値への翻訳とスケーリングされた整数演算の詳細は個々の実現に任せられます。
The ceiling value can be set to be the largest integer that can fit
in half the bits available for an unsigned integer. This will
allow the scaled integers to be multiplied by the scaled decay
半分に符号のない整数に有効なビットに合うことができる最も大きい整数であるように天井値を設定できます。 これは、スケーリングされた腐敗がスケーリングされた整数に掛けられるのを許容するでしょう。
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et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[19ページ]RFC2439BGPルートフラップ
value and then shifted down. Implementations may prefer to use
real numbers or may use any integer scaling deemed appropriate for
their architecture.
移行する値とその時。 実現は、実数を使用するのを好むか、またはそれらの構造に適切であると考えられたどんな整数スケーリングも使用するかもしれません。
penalty value and thresholds (as proportional scaled integers)
ペナルティ値と敷居(比例しているスケーリングされた整数としての)
The figure of merit penalty for one route withdrawal and the
cutoff values must be scaled according to the above scaling
factor.
上のけた移動子によると、1つのルート退出と締切りの値のための長所刑罰の図をスケーリングしなければなりません。
decay rate per tick (decay[1])
1カチカチする音あたりの崩壊定数([1])を腐食してください。
The decay value per increment of time as defined by the time
granularity must be determined (at least initially as a floating
point number). The per tick decay is a number slightly less
than one. It is the Nth root of the one half where N is the
half life divided by the time granularity.
粒状が決定しているに違いない時までに定義されるとしての時間の増分あたりの腐敗値、(少なくとも初めは、浮動小数点) 1カチカチする音あたり、腐敗はわずかに1未満の数です。 それはNが時間粒状が割られた半減期であることの半分のNth根です。
decay[1] = exp ((1 / (decay-half-life/delta-t)) * log (1/2))
腐敗[1]はexpと等しいです。(1/(デルタ腐敗半減期/t)) *ログ(1/2))
decay array size (decay-array-size)
腐敗アレイサイズ(腐敗アレイサイズ)
The decay array size is the decay memory divided by the time
granularity. If integer truncation brings the value of an array
element to zero, the array can be made smaller. An
implementation should also impose a maximum reasonable array
size or allow more than one multiplication.
腐敗アレイサイズは時間粒状が割られた腐敗メモリです。 整数トランケーションが配列の要素の値をゼロにもたらすなら、アレイをより小さくすることができます。 実現は、また、最大の妥当なアレイサイズを課すべきであるか、または1つ以上の乗法を許容するべきです。
decay-array-size = (Tmax/delta-t)
腐敗アレイサイズ=(デルタTmax/t)
decay array (decay[])
腐敗アレイ([])を腐食してください。
Each i-th element of the decay array is the per tick delay
raised to the i-th power. This might be best done by successive
floating point multiplies followed by scaling and integer
rounding or truncation. The array itself need only be computed
at startup.
それぞれ、i、-、腐敗アレイの要素が第そう、カチカチする音に従って高くした状態で延着してください、i、-、第パワー。 これによるスケーリングと整数一周かトランケーションがあとに続いていて、連続した浮動小数点によって尽くされるベストが増えるということであるかもしれません。 アレイ自体は始動で計算されるだけでよいです。
decay[i] = decay[1] ** i
腐敗[i]=腐敗[1]**i
4.6 Building the Reuse Index Arrays
4.6 再利用インデックスアレイを建設すること。
The reuse lists may be accessed quite frequently if a lot of routes are flapping sufficiently to be suppressed. A method of speeding the determination of which reuse list to use for a given route is suggested. This method is introduced in Section 4.2, its configuration described in Section 4.4.2 and the algorithms described in Section 4.8.6 and Section 4.8.7. This section describes building
多くのルートが抑圧できるくらいばたついているなら、再利用リストはかなり頻繁にアクセスされるかもしれません。 与えられたルートにどの再利用リストを使用したらよいかに関する決断を促進する方法は示されます。 セクション4.2でこの方法を導入します、と構成はセクション4.4.2で説明しました、そして、アルゴリズムはセクション4.8で.6とセクション4.8.7について説明しました。 このセクションは、建てると説明します。
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the reuse list index arrays.
再利用リストインデックスアレイ。
A ratio of the figure of merit of the route under consideration to the cutoff value is used as the basis for an array lookup. The ratio is scaled and truncated to an integer and used to index the array. The array entry is an integer used to determine which reuse list to use.
考慮の下のルートのフィギュア・オブ・メリット対締切りの値の比率はアレイルックアップの基礎として使用されます。 比率は、アレイに索引をつけるのにスケーリングされて、整数に先端を切られて、使用されます。 アレイエントリーはどの再利用リストを使用したらよいかを決定するのに使用される整数です。
reuse array maximum ratio (max-ratio)
アレイの最大の比を再利用してください。(最大比)
This is the maximum ratio between the current value of the
stability figure of merit and the target reuse value that can be
indexed by the reuse array. It may be limited by the ceiling
imposed by the maximum hold time or by the amount of time that
the reuse lists cover.
これは安定性フィギュア・オブ・メリットの現行価値と再利用アレイで索引をつけることができる目標再利用価値の間の最大の比率です。 それは再利用リストが関する最大の保持時間か時間までに課された天井によって制限されるかもしれません。
max-ratio = min(ceiling/reuse, exp((1 / (half-life/reuse-
array-time)) * log(2)))
最大比=分(天井/再利用、exp(1/(再利用アレイ半減期/時間))*は(2)))を登録します。
reuse array scale factor ( scale-factor )
再利用アレイスケール要素(位取り因数)
Since the reuse array is an estimator, the reuse array scale
factor has to be computed such that the full size of the reuse
array is used.
再利用アレイが見積り人であるので、再利用アレイ位取り因数が計算されなければならないので、再利用アレイのフルサイズは使用されています。
scale-factor = reuse-index-array-size / (max-ratio - 1)
位取り因数=再利用インデックスアレイサイズ/(最大比--1)
reuse index array (reuse-index-array[])
再利用インデックスアレイ(再利用インデックスアレイ[])
Each reuse index array entry should contain an index into the
reuse list array pointing to one of the list heads. This index
should corresponding to the reuse list that will be evaluated
just after a route would be eligible for reuse given the ratio
of current value of the stability figure of merit to target
reuse value corresponding the the reuse array entry.
それぞれの再利用インデックスアレイエントリーは再利用リストアレイへのリスト・ヘッドのひとりを示すインデックスを含むべきです。 安定性フィギュア・オブ・メリットの現行価値対目標再利用値の相当の比率を考えて、ルートが再利用において適任になったすぐ後に評価されて、再利用がエントリーを整列させるということである再利用リストに対応している、このインデックスはそうするべきです。
reuse-index-array[j] = integer((decay-half-life / reuse-
time-granularity) * log(1/(reuse * (1 + (j / scale-factor)))) /
log(1/2))
再利用インデックスアレイ[j]は整数と等しいです。(再利用時間腐敗半減期/粒状) *(1/2))を登録するか(1/(再利用*(1+(j/位取り因数))))、または登録してください。
To determine which reuse queue to place a route which is being suppressed, the following procedure is used. Divide the current figure of merit by the cutoff. Subtract one. Multiply by the scale factor. This is the index into the reuse index array (reuse-index- array[]). The value fetched from the reuse index array (reuse- index-array[]) is an index into the array of reuse lists (reuse- array[]). If this index is off the end of the array use the last queue otherwise look in the array and pick the number of the queue
どの再利用が抑圧されているルート、以下の手順を置くために列を作るかを決定するのは使用されています。 現在のフィギュア・オブ・メリットを締切りに割ってください。 1つを引き算してください。 位取り因数で、増えてください。 これは再利用インデックスアレイへのインデックスです。(再利用インデックスアレイ[])。 再利用インデックスアレイ[])は再利用リストのアレイへのインデックスです。値が再利用インデックスアレイからとって来た、((アレイ[])を再利用してください。 このインデックスがアレイ使用の終わりにあるなら、最後の待ち行列は、そうでなければ、アレイの中を見て、待ち行列の数を選びます。
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from the array at that index. This is quite fast and well worth the setup and storage required.
アレイから、おまけに索引をつけてください。 これはセットアップのかなり速く、そして十分価値があります、そして、格納が必要です。
4.7 A Sample Configuration
4.7 サンプル構成
A simple example is presented here in which the space overhead is estimated for a set of configuration parameters. The design here assumes:
1セットの設定パラメータのためにスペースオーバーヘッドがどれであるかで見積もられていて、簡単な例はここに提示されます。 ここのデザインは以下を仮定します。
1. there is a single parameter set used for all routes,
1. すべてのルートに使用されるただ一つのパラメタセットがあります。
2. decay time for unreachable routes is slower than for reachable
routes
2. 手の届かないルートへの腐敗時間は届いているルートより遅いです。
3. the arrays must be full size, rather than allow more than one
multiply per decay operation to reduce the array size.
3. 人が腐敗操作単位で掛ける以上がアレイサイズを減少させるのを許容するよりアレイはむしろフルサイズであるに違いありません。
This example is used in later sections. The use of multiple parameter sets complicates the examples somewhat. Where multiple parameter sets are allowed for a single route, the decay portion of the algorithm is repeated for each parameter set. If different routes are allowed to have different parameter sets, the routes must have pointers to the parameter sets to keep the time to locate to a minimum, but the algorithms are otherwise unchanged.
この例は後のセクションで使用されます。 複数のパラメタセットの使用は例をいくらか複雑にします。 複数のパラメタセットがただ一つのルートに許容されているところでは、アルゴリズムの腐敗部分はそれぞれのパラメタセットのために繰り返されます。 異なったルートが異なったパラメタセットを持つことができるなら、ルートは最小限に場所を見つける時間を保つパラメタセットにポインタを持たなければなりませんが、そうでなければ、アルゴリズムは変わりがありません。
A sample set of configuration parameters and a sample set of implementation parameters are provided in in the two following lists.
1人のサンプル集合に関する設定パラメータと1人のサンプル集合の実現パラメタでは、2つの次のリストに提供します。
1. Configuration Parameters
1. 設定パラメータ
o cut = 1.25
o カット=1.25
o reuse = 0.5
o 再利用は0.5と等しいです。
o T-hold = 15 mins
o T-保持は15minsと等しいです。
o decay-ok = 5 min
o 5分の腐敗OK=
o decay-ng = 15 min
o 15腐敗-ng=分
o Tmax-ok, Tmax-ng = 15, 30 mins
o Tmax間違いないTmax-ng=15、30mins
2. Implementation Parameters
2. 実現パラメタ
o delta-t = 1 sec
o 1デルタt=秒
o delta-reuse = 15 sec
o =15秒のデルタ再利用
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 22] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[22ページ]RFC2439BGPルートフラップ
o reuse-list-size = 256
o 再利用リストサイズ=256
o reuse-index-array-size = 1,024
o 再利用インデックスアレイサイズ=1,024
Using these configuration and implementation parameters and the equations in Section 4.5, the space overhead can be computed. There is a fixed space overhead that is independent of the number of routes. There is a space requirement associated with a stable route. There is a larger space requirement associated with an unstable route. The space requirements for the parameters above are provide in the lists below.
これらの構成と実現パラメタを使用して、セクション4.5の方程式、スペースオーバーヘッドを計算できます。 ルートの数から独立している固定スペースオーバーヘッドがあります。 安定したルートに関連しているスペース要件があります。 不安定なルートに関連しているより大きいスペース要件があります。 上記のパラメタがあるので、スペース要件は以下でリストに提供されます。
1. fixed overhead (using parameters from previous example)
1. 固定費(前の例からのパラメタを使用します)
o 900 * integer - decay array
o 900*整数--腐敗アレイ
o 1,800 * integer - decay array
o 1,800*整数--腐敗アレイ
o 120 * pointer - reuse list-heads
o 120*ポインタ--再利用リスト・ヘッド
o 2,048 * integer - reuse index arrays
o 2,048*整数--再利用インデックスアレイ
2. overhead per stable route
2. 安定したルートあたりのオーバーヘッド
o pointer - containing null entry
o ポインタ--ヌルエントリーを含むこと。
3. overhead per unstable route
3. 不安定なルートあたりのオーバーヘッド
o pointer - to a damping structure containing the following
o 以下を含む湿気構造へのポインタ
o integer - figure of merit + bit for state
o 整数--状態へのフィギュア・オブ・メリット+ビット
o integer - last time updated
o 整数--アップデートされた最後の時
o 2 * pointer - reuse list pointers (prev, next)
o 2*ポインタ--再利用リストポインタ(次にprev)
The decay arrays are sized acording to delta-t and Tmax-ok or Tmax- ng. The number of reuse list-heads is based on delta-reuse and the greater of Tmax-ok or Tmax-ng. There are two reuse index arrays whose size is a configured parameter.
腐敗アレイは、デルタtとTmax-OKかTmax- ngにacordingしながら、大きさで分けられます。 再利用リスト・ヘッドの数は、デルタ再利用に基づいてTmax-OKかTmax-ngでは、より大きいです。 サイズが構成されたパラメタである2つの再利用インデックスアレイがあります。
Figure 3 shows the behavior of the algorithm with the parameters given above. Four cases are given in this example. In all four, there is a twelve minute period of route oscillations. Two periods of oscillation are used, 2 minutes and 4 minutes. Two duty cycles are used, one in which the route is reachable during 20% of the cycle and the other where the route is reachable during 80% of the cycle. In all four cases, the route becomes suppressed after it becomes
図3はパラメタを上に与えていてアルゴリズムの振舞いを示しています。 この例で4つのケースを与えます。 すべての4には、ルート振動の12分の授業時間があります。 振動の2つの一区切りが2分間と4分間使用されています。 2つのデューティサイクルが使用されています、ルートがサイクルともう片方の20%の間にルートがサイクルの80%の間に届いているところで届いているもの。 すべての4つの場合では、なった後にルートは抑圧されるようになります。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 23] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[23ページ]RFC2439BGPルートフラップ
unreachable the second time. Once suppressed, it remains suppressed until some period after becoming stable. The routes which oscillate over a 4 minute period are no longer suppressed within 9-11 minutes after becoming stable. The routes with a 2 minute period of oscillation are suppressed for nearly the maximum 15 minute period after becoming stable.
2回目に手が届きません。 いったん抑圧されると、それは安定するようになった後にいつかの期間まで抑圧されたままで残っています。 4分の期間にわたって振動するルートは安定するようになった数分後に、もう9-11テロの中で抑圧されません。 振動の2分の授業時間があるルートは安定するようになった後に、ほとんど15分の最大の期間、抑圧されます。
4.8 Processing Routing Protocol Activity
4.8 処理ルーティング・プロトコル活動
The prior sections concentrate on configuration parameters and their relationship to the parameters and arrays used at run time and provide the algorithms for initializing run time storage. This section provides the steps taken in processing routing events and timer events when running.
先のセクションは、ランタイムのときに使用されたパラメタとアレイとの設定パラメータとそれらの関係に集中して、初期値設定ランタイム格納にアルゴリズムを提供します。 このセクションは処理ルーティングイベントで取られた方法と走るときのタイマ出来事を供給します。
The routing events are:
ルーティングイベントは以下の通りです。
1. A BGP peer or new route comes up for the first time (or after
an extended down time) (Section 4.8.1)
1. BGP同輩か新しいルートが初めて(または拡張休止時間の後に)、来ます。(セクション4.8.1)
2. A route becomes unreachable (Section 4.8.2)
2. ルートは手が届かなくなります。(セクション4.8.2)
3. A route becomes reachable again (Section 4.8.3)
3. ルートは再び届くようになります。(セクション4.8.3)
4. A route changes (Section 4.8.4)
4. ルートは変化します。(セクション4.8.4)
5. A peer goes down (Section 4.8.5)
5. 同輩は落ちます。(セクション4.8.5)
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 24] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[24ページ]RFC2439BGPルートフラップ
time figure-of-merit as a function of time (in minutes)
時間の関数としての時間フィギュア・オブ・メリット(数分間の)
0.00 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.000 .
0.62 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.000 .
1.25 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.000 .
1.88 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.000 .
2.50 0.977 . 0.968 . 0.000 . 0.000 .
3.12 0.949 . 0.888 . 0.000 . 0.000 .
3.75 0.910 . 0.814 . 0.000 . 0.000 .
4.37 1.846 . 1.756 . 0.983 . 0.983 .
5.00 1.794 . 1.614 . 0.955 . 0.935 .
5.63 1.735 . 1.480 . 0.928 . 0.858 .
6.25 2.619 . 2.379 . 0.901 . 0.786 .
6.88 2.544 . 2.207 . 0.876 . 0.721 .
7.50 2.472 . 2.024 . 0.825 . 0.661 .
8.13 3.308 . 2.875 . 1.761 . 1.608 .
8.75 3.213 . 2.698 . 1.711 . 1.562 .
9.38 3.122 . 2.474 . 1.662 . 1.436 .
10.00 3.922 . 3.273 . 1.615 . 1.317 .
10.63 3.810 . 3.107 . 1.569 . 1.207 .
11.25 3.702 . 2.849 . 1.513 . 1.107 .
11.88 3.498 . 2.613 . 1.388 . 1.015 .
12.50 3.904 . 3.451 . 2.312 . 1.953 .
13.13 3.580 . 3.164 . 2.120 . 1.791 .
13.75 3.283 . 2.902 . 1.944 . 1.643 .
14.38 3.010 . 2.661 . 1.783 . 1.506 .
15.00 2.761 . 2.440 . 1.635 . 1.381 .
15.63 2.532 . 2.238 . 1.499 . 1.267 .
16.25 2.321 . 2.052 . 1.375 . 1.161 .
16.88 2.129 . 1.882 . 1.261 . 1.065 .
17.50 1.952 . 1.725 . 1.156 . 0.977 .
18.12 1.790 . 1.582 . 1.060 . 0.896 .
18.75 1.641 . 1.451 . 0.972 . 0.821 .
19.38 1.505 . 1.331 . 0.891 . 0.753 .
20.00 1.380 . 1.220 . 0.817 . 0.691 .
20.62 1.266 . 1.119 . 0.750 . 0.633 .
21.25 1.161 . 1.026 . 0.687 . 0.581 .
21.87 1.064 . 0.941 . 0.630 . 0.533 .
22.50 0.976 . 0.863 . 0.578 . 0.488 .
23.12 0.895 . 0.791 . 0.530 . 0.448 .
23.75 0.821 . 0.725 . 0.486 . 0.411 .
24.37 0.753 . 0.665 . 0.446 . 0.377 .
25.00 0.690 . 0.610 . 0.409 . 0.345 .
0.00 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.62 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.000 . 1.25 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.000 . 1.88 0.000 . 0.000 . 0.000 . 0.000 . 2.50 0.977 . 0.968 . 0.000 . 0.000 . 3.12 0.949 . 0.888 . 0.000 . 0.000 . 3.75 0.910 . 0.814 . 0.000 . 0.000 . 4.37 1.846 . 1.756 . 0.983 . 0.983 . 5.00 1.794 . 1.614 . 0.955 . 0.935 . 5.63 1.735 . 1.480 . 0.928 . 0.858 . 6.25 2.619 . 2.379 . 0.901 . 0.786 . 6.88 2.544 . 2.207 . 0.876 . 0.721 . 7.50 2.472 . 2.024 . 0.825 . 0.661 . 8.13 3.308 . 2.875 . 1.761 . 1.608 . 8.75 3.213 . 2.698 . 1.711 . 1.562 . 9.38 3.122 . 2.474 . 1.662 . 1.436 . 10.00 3.922 . 3.273 . 1.615 . 1.317 . 10.63 3.810 . 3.107 . 1.569 . 1.207 . 11.25 3.702 . 2.849 . 1.513 . 1.107 . 11.88 3.498 . 2.613 . 1.388 . 1.015 . 12.50 3.904 . 3.451 . 2.312 . 1.953 . 13.13 3.580 . 3.164 . 2.120 . 1.791 . 13.75 3.283 . 2.902 . 1.944 . 1.643 . 14.38 3.010 . 2.661 . 1.783 . 1.506 . 15.00 2.761 . 2.440 . 1.635 . 1.381 . 15.63 2.532 . 2.238 . 1.499 . 1.267 . 16.25 2.321 . 2.052 . 1.375 . 1.161 . 16.88 2.129 . 1.882 . 1.261 . 1.065 . 17.50 1.952 . 1.725 . 1.156 . 0.977 . 18.12 1.790 . 1.582 . 1.060 . 0.896 . 18.75 1.641 . 1.451 . 0.972 . 0.821 . 19.38 1.505 . 1.331 . 0.891 . 0.753 . 20.00 1.380 . 1.220 . 0.817 . 0.691 . 20.62 1.266 . 1.119 . 0.750 . 0.633 . 21.25 1.161 . 1.026 . 0.687 . 0.581 . 21.87 1.064 . 0.941 . 0.630 . 0.533 . 22.50 0.976 . 0.863 . 0.578 . 0.488 . 23.12 0.895 . 0.791 . 0.530 . 0.448 . 23.75 0.821 . 0.725 . 0.486 . 0.411 . 24.37 0.753 . 0.665 . 0.446 . 0.377 . 25.00 0.690 . 0.610 . 0.409 . 0.345 .
Figure 3: Some fairly long route flap cycles, repeated for 12 minutes,
followed by a period of stability.
図3: いくつかの12分間繰り返されたかなり長いルートフラップサイクルが安定性の期間までに続きました。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 25] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[25ページ]RFC2439BGPルートフラップ
The reuse list is used to provide a means of fast evaluation of route that had been suppressed, but had been stable long enough to be reused again or had been suppressed long enough that it can be treated as a new route. The following two operations are described.
再利用リストは、抑圧されましたが、再び再利用されるくらいの長い間安定したルートの速い評価の手段を提供するのに使用されたか、または新しいルートとしてそれを扱うことができるくらいの長い間、抑圧されていました。 以下の2つの操作が説明されます。
1. Inserting into a reuse list (Section 4.8.6)
1. 再利用リストの中への挿入(セクション4.8.6)
2. Reuse list processing every delta-t seconds (Section 4.8.7)
2. あらゆるデルタtが後援する再利用リスト処理(セクション4.8.7)
4.8.1 Processing a New Peer or New Routes
4.8.1 新しい同輩か新しいルートを処理すること。
When a peer comes up, no action is required if the routes had no previous history of instability, for example if this is the first time the peer is coming up and announcing these routes. For each route, the pointer to the damping structure would be zeroed and route used. The same action is taken for a new route or a route that has been down long enough that the figure of merit reached zero and the damping structure was deleted.
同輩が来るとき、ルートに不安定性に関する既往歴が全くなかったなら、動作は全く必要ではありません、例えば、これが同輩がこれらのルートを来て、発表するのが、初めてなら。 各ルート、構造がそうする湿気へのポインタに関して、ゼロに合わせられてください。そして、使用されるルート。 フィギュア・オブ・メリットが達したほど長いゼロの下にあった新しいルートかルートに同じ行動を取りました、そして、湿気構造を削除しました。
4.8.2 Processing Unreachable Messages
4.8.2 処理の手の届かないメッセージ
When a route is withdrawn or changed (Section 4.8.4 describes how a change is handled), the following procedure is used.
ルートを引っ込めるか、または変えるとき(セクション4.8.4は変化がどう扱われるかを説明します)、以下の手順は使用されています。
If there is no previous stability history (the damping structure pointer is zero), then:
次に、前の安定性歴史(湿気構造ポインタはゼロである)が全くなければ:
1. allocate a damping structure
1. 湿気構造を割り当ててください。
2. set figure-of-merit = 1
2. フィギュア・オブ・メリット=1を設定してください。
3. withdraw the route
3. ルートを引っ込めてください。
Otherwise, if there is an existing damping structure, then:
次に、既存の湿気構造が別の方法であれば:
1. set t-diff = t-now - t-updated
1. 現在のt-デフ=tを設定してください--、tでアップデートにされる
2. if (t-diff puts you off the end of the array) {
2.、(t-デフはアレイの端にあなたをいやにさせます)
setfigure-of-merit =1
長所のsetfigure=1
}else {
ほか
setfigure-of-merit =figure-of-merit *decay-array-ok [t-diff ]+ 1
長所のsetfigure=フィギュア・オブ・メリット*腐敗アレイOK[t-デフ]+1
if(figure-of-merit >ceiling) {
(フィギュア・オブ・メリット>天井)です。
setfigure-of-merit =ceiling
長所のsetfigureは天井と等しいです。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 26] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[26ページ]RFC2439BGPルートフラップ
}
}
}
}
3. remove the route from a reuse list if it is on one
3. それが1にあるなら、再利用リストからルートを取り外してください。
4. withdraw the route unless it is already suppressed
4. それが既に抑圧されない場合、ルートを引っ込めてください。
In either case then:
どちらかでは、その時をケースに入れてください:
1. set t-updated = t-now
1. セットは現在の=tをtでアップデートしました。
2. insert into a reuse list (see Section 4.8.6)
2. 再利用リストの中への差し込み(セクション4.8.6を見ます)
If there was a stability history, the previous value of the stability figure of merit is decayed. This is done using the decay array (decay-array). The index is determined by subtracting the current time and the last time updated, then dividing by the time granularity. If the index is zero, the figure of merit is unchanged (no decay). If it is greater than the array size, it is zeroed. Otherwise use the index to fetch a decay array element and multiply the figure of merit by the array element. If using the suggested scaled integer method, shift down half an integer. Add the scaled penalty for one more unreachable (shown above as 1). If the result is above the ceiling replace it with the ceiling value. Now update the last time updated field (preferably taking into account how much time was truncated before doing the decay calculation).
安定性歴史があったなら、安定性フィギュア・オブ・メリットの前の値は腐食されます。 これは腐敗アレイ(腐敗アレイ)を使用し終わっています。 インデックスは、アップデートして、次に、粒状で分割しながら現在の時間と最後の時間を引き算することによって、決定します。 インデックスがゼロであるなら、フィギュア・オブ・メリットは変わりがありません(腐敗がありません)。 それがアレイサイズより大きいなら、それのゼロは合わせられています。 さもなければ、インデックスを使用して、腐敗配列の要素をとって来て、フィギュア・オブ・メリットを配列の要素に掛けてください。 提案されたスケーリングされた整数方法を使用するなら、半分の整数の下側に移行してください。 1には、より手の届かないスケーリングされた刑罰(上では、1として目立つ)を加えてください。 天井の上に結果があるなら、それを天井値に取り替えてください。 今度は、前回アップデートされた分野をアップデートしてください(腐敗計算をする前に、望ましくは、どのくらいの時間をアカウントに連れていくかは先端を切られました)。
When a route becomes unreachable, alternate paths must be considered. This process is complicated slightly if different configuration parameters are used in the presence or absence of viable alternate paths. If all of these alternate paths have been suppressed because there had previously been an alternate route and the new route withdrawal changes that condition, the suppressed alternate paths must be reevaluated. They should be reevaluated in order of normal route preference. When one of these alternate routes is encountered that had been suppressed but is now usable since there is no alternate route, no further routes need to be reevaluated. This only applies if routes are given two different reuse thresholds, one for use when there is an alternate path and a higher threshold to use when suppressing the route would result in making the destination completely unreachable.
ルートが手が届かなくなるとき、代替パスを考えなければなりません。 わずかに異なった設定パラメータが実行可能な代替パスの存在か欠如に使用されるなら、この過程は複雑です。 以前に、代替経路があったのでこれらの代替パスのすべてが抑圧されて、新しいルート退出がその状態を変えるなら、抑圧された代替パスを再評価しなければなりません。 それらはノーマルルート好みの順に再評価されるべきです。 これらの代替経路の代替経路が全くないので、抑圧されましたが、現在使用可能な1つが遭遇するとき、どんなさらなるルートも、再評価される必要がありません。 2つの異なった再利用敷居(代替パスがあって、ルートを抑圧するとき使用するより高い敷居が目的地を完全に手が届かなくするのに結果として生じるだろうというときの使用のためのもの)をルートに与える場合にだけ、これは適用されます。
4.8.3 Processing Route Advertisements
4.8.3 処理ルート広告
When a route is readvertised if there is no damping structure, then the procedure is the same as in Section 4.8.1.
湿気構造が全くなければルートが「再-広告を出」すと、手順はセクション4.8.1と同じです。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 27] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[27ページ]RFC2439BGPルートフラップ
1. don't create a new damping structure
1. 新しい湿気構造を作成しないでください。
2. use the route
2. ルートを使用してください。
If an damping structure exists, the figure of merit is decayed and the figure of merit and last time updated fields are updated. A decision is now made as to whether the route can be used immediately or needs to be suppressed for some period of time.
湿気構造が存在しているなら、フィギュア・オブ・メリットを腐食します、そして、フィギュア・オブ・メリットの、そして、前回アップデートされた分野をアップデートします。 今、ルートが、すぐに、使用できるか、またはいつかの期間の間、抑圧される必要があるかに関して決定をします。
1. set t-diff = t-now - t-updated
1. 現在のt-デフ=tを設定してください--、tでアップデートにされる
2. if (t-diff puts you off the end of the array) {
2.、(t-デフはアレイの端にあなたをいやにさせます)
set figure-of-merit =0
フィギュア・オブ・メリット=0を設定してください。
}else {
ほか
set figure-of-merit= figure-of-merit* decay-array-ng[t-diff]
フィギュア・オブ・メリット=フィギュア・オブ・メリット*腐敗アレイngを設定してください。[t-デフ]
}
}
3. if ( not suppressed and figure-of-merit < cut ) {
3. (抑圧されるのとフィギュア・オブ・メリット<カットでない)です。
use the route
ルートを使用してください。
}else if( suppressed and figure-of-merit< reuse) {
ほか、(抑圧されるのとフィギュア・オブ・メリット<再利用)です。
set state tonot suppressed
tonotが抑圧した状態を設定してください。
remove the route from a reuse list
再利用リストからルートを取り外してください。
use the route
ルートを使用してください。
}else {
ほか
set state to suppressed
抑圧されるのに状態を設定してください。
don't use the route
ルートを使用しないでください。
insert into a reuse list (see Section 4.8.6)
再利用リストの中への差し込み(セクション4.8.6を見ます)
}
}
4. if ( figure-of-merit > 0 ) {
4. (フィギュア・オブ・メリット>0)です。
set t-updated= t-now
セットは現在の=tをtでアップデートしました。
}else {
ほか
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 28] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[28ページ]RFC2439BGPルートフラップ
recover memory for damping struct
湿気structのためのメモリを回復してください。
zero pointer to damping struct
湿気structへのポインタがありません。
}
}
If the route is deemed usable, a search for the current best route must be made. The newly reachable route is then evaluated according to the BGP protocol rules for route selection.
使用可能であるとルートを考えるなら、現在の最も良いルートの検索をしなければなりません。 そして、ルート選択のためのBGPプロトコル規則に従って、新たに届いているルートは評価されます。
If the new route is usable, the previous best route is examined. Prior to route comparisons, the current best route may have to be reevaluated if separate parameter sets are used depending on the presence or absence of an alternate route. If there had been no alternate the previous best route may be suppressed.
新しいルートが使用可能であるなら、前の最も良いルートは調べられます。 ルート比較の前に、代替経路の存在か欠如によって、別々のパラメタセットが使用されているなら、現在の最も良いルートは再評価されなければならないかもしれません。 補欠が全くいなかったなら、前の最も良いルートは抑圧されるかもしれません。
If the new route is to be suppressed it is placed on a reuse list only if it would have been preferred to the current best route had the new route been accepted as stable. There is no reason to queue a route on a reuse list if after the route becomes usable it would not be used anyway due to the existence of a more preferred route. Such a route would not have to be reevaluated unless the preferred route became unreachable. As specified here, the less preferred route would be reevaluated and potentially used or potentially added to a reuse list when processing the withdrawal of a more preferred best route.
新しいルートが抑圧することであるなら、新しいルートを安定していると受け入れたなら現在の最も良いルートよりそれを好んだ場合にだけ、再利用リストにそれを置きます。 ルートが使用可能になった後に、より都合のよいルートの存在のため、それがとにかく使用されないなら、ルートを列に並ばせる理由が全く再利用リストにありません。 都合のよいルートが手が届かなくならない場合、そのようなルートは再評価される必要はないでしょうに。 ここで指定されるように、より都合のよい最も良いルートの退出を処理するとき、それほど都合のよくないルートは、再評価されて、潜在的に使用されるか、または潜在的に再利用リストに追加されるでしょう。
4.8.4 Processing Route Changes
4.8.4 処理ルート変化
If a route is replaced by a peer router by supplying a new path, the route that is being replaced should be treated as if an unreachable were received (see Section 4.8.2). This will occur when a peer somewhere back in the AS path is continuously switching between two AS paths and that peer is not damping route flap (or applying less damping). There is no way to determine if one AS path is stable and the other is flapping, or if they are both flapping. If the cycle is sufficiently short compared to convergence times neither route through that peer will deliver packets very reliably. Since there is no way to affect the peer such that it chooses the stable of the two AS paths, the only viable option is to penalize both routes by considering each change as an unreachable followed by a route advertisement.
新しい経路を供給することによってルートを同輩ルータに取り替えるなら、取り替えられているルートを扱うべきである、手の届かなさ、受け取りました(セクション4.8.2を見ます)。 AS経路のどこかの同輩が絶え間なく2つのAS経路を切り換えていて、その同輩がルートフラップをじめじめとしていないとき(より少ない湿気を適用して)、これは起こるでしょう。 1つのAS経路が安定していて、もう片方がばたついているかどうか、または彼らがともにばたついているかどうか決定する方法が全くありません。 集合時間と比べて、サイクルが十分短いなら、その同輩を通したどちらのルートもパケットを非常に確かに届けないでしょう。 唯一の実行可能なオプションがそれぞれが変化すると考える場合同輩に影響するどんな方法もそのようなものでないのでそこで2つのAS経路のうまやを選ぶので両方のルートを罰することである、手の届かなさ、ルート広告はあとに続いています。
4.8.5 Processing A Peer Router Loss
4.8.5 同輩ルータの損失を処理すること。
When a peer routing session is broken, either all individual routes advertised by that peer may be marked as unstable, or the peering session itself may be marked as unstable. Marking the peer will save
同輩ルーティングセッションが中断しているとき、その同輩によって広告に掲載されたすべての独特のルートが不安定であるとしてマークされるかもしれませんか、またはじっと見るセッション自体は不安定であるとしてマークされるかもしれません。 同輩をマークするのは節約されるでしょう。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 29] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[29ページ]RFC2439BGPルートフラップ
considerable memory. Since the individual routes are advertised as unreachable to routers beyond the immediate problem, per route state will be incurred beyond the peer immediately adjacent to the BGP session that went down. If the instability continues, the immediately adjacent router need only keep track of the peer stability history. The routers beyond that point will receive no further advertisements or withdrawal of routes and will dispose of the damping structure over time.
かなりのメモリ。 独特のルートが手近な問題を超えてルータに手の届かないとして広告に掲載されているので、ルートに従って、状態は同輩を超えてすぐ落ちたBGPセッションに隣接して被られるでしょう。 不安定性が続くなら、すぐに隣接しているルータは同輩安定性歴史の動向をおさえるだけでよいです。 そのポイントを超えたルータは、これ以上ルートの広告か退出を受け取らないで、時間がたつにつれて、湿気構造を処分するでしょう。
BGP notification through an optional transitive attribute that damping will already be applied may be considered in the future to reduce the number of routers that incur damping structure storage overhead.
将来、湿気が既に適用されるという任意の他動な属性を通したBGP通知が湿気構造格納オーバーヘッドを被るルータの数を減少させると考えられるかもしれません。
4.8.6 Inserting into the Reuse Timer List
4.8.6 再利用タイマリストの中への挿入
The reuse lists are used to provide a means of fast evaluation of route that had been suppressed, but had been stable long enough to be reused again. The data structure consists of a series of list heads. Each list contains a set of routes that are scheduled for reevaluation at approximately the same time. The set of reuse list heads are treated as a circular array. Refer to Figure 4.
再利用リストは、抑圧されましたが、再び再利用されるくらいの長い間安定したルートの速い評価の手段を提供するのに使用されます。 データ構造は一連のリスト・ヘッドから成ります。 各リストはほとんど同時に再評価のために予定されている1セットのルートを入れてあます。 再利用リストのセットは回覧として扱われたアレイの上に立ちます。 図4を参照してください。
A simple implementation of the circular array of list heads would be an array containing the list heads. An offset is used when accessing the array. The offset would identify the first list. The Nth list would be at the index corresponding to N plus the offset modulo the number of list heads. This design will be assumed in the examples that follow.
リスト・ヘッドの円形配列の簡単な実現はリスト・ヘッドを含むアレイでしょう。 アレイにアクセスするとき、オフセットは使用されています。 オフセットは最初のリストを特定するでしょう。 Nに対応するインデックスとオフセット法では、Nthリストはリスト・ヘッドの数でしょう。 このデザインは従う例で想定されるでしょう。
A key requirement is to be able to insert an entry in the most appropriate queue with a minimum of computation. The computation is given only the current value of figure-of-merit. Instead of a computation which would involve a logarithm, the reuse array (reuse- array[]) described in Section 4.6 is used. The array, scale, and bounds are precomputed to map figure-of-merit to the nearest list head without requiring a logarithm to be computed (see Section 4.5).
主要な要件は最小計算で最も適切な待ち行列におけるエントリーを挿入することであることができます。 フィギュア・オブ・メリットの現行価値だけを計算に与えます。 計算の代わりにどれが対数、再利用アレイにかかわるだろうか。(使用されるセクション4.6で説明されたアレイ[])を再利用してください。 アレイ、スケール、および領域は、対数が計算される必要でないフィギュア・オブ・メリットの最も近いリスト・ヘッドを写像するために前計算されます(セクション4.5を見てください)。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 30] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[30ページ]RFC2439BGPルートフラップ
+-+ +-+ +-+ non-empty linked list means
| | | | | | <-- that there are routes with
+-+ +-+ +-+ defered action to be taken
^ ^ ^ N * delta-reuse seconds later.
| | |
+------+------+------+------+------+ +------+
| list | list | list | list | list | ... | list |
| head | head | head | head | head | ... | head |
+------+------+------+------+------+ +------+
^ ^ ^ ^ ^ ^
Nth 1st 2nd 3rd 4th N-1
|
offset to first list
(the offset is incremented every delta-reuse seconds)
++++++非空の繋がっているリスト手段| | | | | | <-- 何秒も後の取られた^ ^ ^N*デルタ再利用になるように、++++++defered動作があるルートがあります。 | | | +------+------+------+------+------+ +------+ | リスト| リスト| リスト| リスト| リスト| ... | リスト| | ヘッド| ヘッド| ヘッド| ヘッド| ヘッド| ... | ヘッド| +------+------+------+------+------+ +------+ ^ ^ ^ ^ ^ ^ Nth 1st 2nd 3rd 4th N-1 | 最初に記載するために、相殺されます。(オフセットが増加されている、あらゆる、デルタ再利用秒)
Figure 4: Reuse List Data Structures
図4: 再利用リストデータ構造
Note that in the following sections the operator prefix notation "modulo a b" means "b % a" in C language algebraic operator notation. For example, "modulo 16 1023" would be 15.
以下のそれがオペレータの前置表記法の中の「法a b」手段「b%a」C言語の代数的なオペレータ記法を区分することに注意してください。 例えば、「法16 1023」は15でしょう。
1. scale figure-of-merit for the index array lookup producing
index
1. インデックスアレイルックアップ生産インデックスのためのスケールフィギュア・オブ・メリット
2. check index against the array bound
2. アレイに対するチェックインデックスは付きました。
3. if (within the array bound) {
3.、(アレイバウンドの中の)
set index =reuse-array [index ]
セットインデックス=再利用アレイ[インデックス]
}else {
ほか
set index =reuse-list-size -1
インデックス=再利用リストサイズ-1を設定してください。
}
}
4. insert into the list
4. リストの中への差し込み
reuse-list[ moduloreuse-list-size (index +offset )]
再利用リスト[moduloreuseリストサイズ(インデックス+オフセットの)]
Choosing the correct reuse list involves only a multiply and shift to do the scaling, an integer truncation, then an array lookup in the reuse array (reuse-array[]). The value retrieved from the reuse array is used to select a reuse list. The reuse list is a circular list. The most common method of implementing a circular list is to use an array and apply an offset and modulo operation to pick the correct array entry. The offset is incremented to rotate the circular list.
aだけが、次に、再利用アレイのアレイルックアップをスケーリング、整数トランケーションにするために増えて、移行します。正しい再利用リストを選ぶのがかかわる、(再利用アレイ[])。 再利用アレイから検索された値は、再利用リストを選択するのに使用されます。 再利用リストは循環リストです。 循環リストを実行する最も多くの共通方法は、正しいアレイエントリーを選ぶためにアレイを使用して、オフセットと法操作を適用することです。 オフセットは、循環リストを回転させるために増加されます。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 31] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[31ページ]RFC2439BGPルートフラップ
4.8.7 Handling Reuse Timer Events
4.8.7 取り扱い再利用タイマ出来事
The granularity of the reuse timer should be more coarse than that of the decay timer. As a result, when the reuse timer fires, suppressed routes should be decayed by multiple increments of decay time. Some computation can be avoided by always inserting into the reuse list corresponding to one time increment past reuse eligibility. In cases where the reuse lists have a longer "memory" than the "decay memory" (described above), all of the routes in the first queue will be available for immediate reuse if reachable or the history entry could be disposed of if unreachable.
再利用タイマの粒状は腐敗タイマのものより粗いはずです。 再利用タイマが撃たれるとき、その結果、抑圧されたルートは腐敗時間の複数の増分によって腐食されるべきです。 いつもあるとき増加するように対応する再利用リストの中に過去の再利用適任を挿入することによって、何らかの計算を避けることができます。 再利用リストが「腐敗メモリ」(上で、説明される)より長い「メモリ」を持っている場合では、即座の再利用に利用可能ですが、最初の待ち行列におけるルートのすべてが届くだろうか、または手が届かないなら、歴史エントリーは処分されるかもしれません。
When it is time to advance the lists, the first queue on the reuse list must be processed and the circular queue must be rotated. Using an array and an offset as a circular array (as described in Section 4.8.6), the algorithm below is repeated every delta-reuse seconds.
もうリストを進めるべき時間であるとき、再利用リストにおける最初の待ち行列を処理しなければなりません、そして、円形の待ち行列は回転しなければなりません。 円形配列としてアレイとオフセットを使用して(セクション4.8.6で説明されるように)、以下のアルゴリズムは繰り返されます。あらゆるデルタ再利用が後援します。
1. save a pointer to the current zeroth queue head and zero the
list head entry
1. 現在のzeroth待ち行列ヘッドにポインタを節約させてください、そして、リスト・ヘッドエントリーのゼロを合わせてください。
2. set offset = modulo reuse-list-size ( offset + 1 ), thereby
rotating the circular queue of list-heads
2. オフセット=法再利用リストサイズ(オフセット+1)を設定して、その結果、リスト・ヘッドの円形の待ち行列を回転させてください。
3. if ( the saved list head pointer is non-empty )
3.(救われたリスト・ヘッドポインタは非空です)
for each entry {
各エントリー
sett-diff =t-now -t-updated
現在の舗装用敷石デフ=t tで、アップデートしています。
set figure-of-merit =figure-of-merit *decay-array-ok [t-diff ]
フィギュア・オブ・メリット*腐敗アレイフィギュア・オブ・メリット=OKを設定してください。[t-デフ]
sett-updated =t-now
現在の舗装用敷石でアップデートされた=t
if( figure-of-merit< reuse)
if(フィギュア・オブ・メリット<再利用)
reuse the route
ルートを再利用してください。
else
ほか
re-insert into another list (seeSection 4.8.6)
別のリストの中への再挿入(seeSection4.8.6)
}
}
The value of the zeroth list head would be saved and the array entry itself zeroed. The list heads would then be advanced by incrementing the offset. Starting with the saved head of the old zeroth list, each route would be reevaluated and used, disposed of entirely or requeued if it were not ready for reuse. If a route is used, it must
リスト・ヘッドが救われて、アレイエントリー自体が合っていたゼロzerothの値。 そして、リスト・ヘッドは、オフセットを増加することによって、進められるでしょう。 古いzerothリストの救われたヘッドから始めて、それが再利用の準備ができていないなら、各ルートは、再評価されて、使用されるか、完全に処分されるか、または「再-列に並ばせ」られるでしょうに。 ルートが使用されているなら、それは使用しなければなりません。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 32] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[32ページ]RFC2439BGPルートフラップ
be treated as if it were a new route advertisement as described in Section 4.8.3.
まるでそれがセクション4.8.3で説明されるように新しいルート広告であるかのように、扱われてください。
5 Implementation Experience
5 実現経験
The first implementations of "route flap damping" were the route server daemon (rsd) coding by Ramesh Govindan (ISI) and the Cisco IOS implementation by Ravi Chandra. Both implementations first became available in 1995 and have been used extensively. The rsd implementation has been in use in route servers at the NSF funded Network Access Points (NAPs) and at other major Internet interconnects. The Cisco IOS version has been in use by Internet Service Providers worldwide. The rsd implementation has been integrated in releases of gated (see http://www.gated.org) and is available in commercial routers using gated.
「ルートフラップ湿気」の最初の実現は、Ramesh Govindan(ISI)によるルートサーバデーモン(rsd)コード化とラービーチャンドラでシスコのIOS実現でした。 両方の実現は、1995年に最初に、利用可能になって、手広く使用されました。 rsd実現はNetwork Access Points(NAPs)と他の主要なインターネット内部連絡のときに資金を供給されたNSFのルートサーバで使用中です。 シスコIOSバージョンは世界中のインターネットサービスプロバイダで使用中です。 rsd実現は、外出を禁止されることのリリースで統合していて( http://www.gated.org を見ます)、商業ルータで外出を禁止されて、使用することで利用可能です。
There are now more than 2 years of BGP route damping deployment experience. Some problems have occurred in deployment. So far these are solvable by careful implementation of the algorithm and by careful deployment. In some topologies coordinated deployment can be helpful and in all cases disclosure of the use of route damping and the parameters used is highly beneficial in debugging connectivity problems.
現在、2年間以上のBGPルート湿気展開経験があります。 いくつかの問題が展開で起こりました。 今までのところ、これらはアルゴリズムの慎重な実現と慎重な展開で解決できます。 いくらかのtopologiesでは、連携展開は、役立つ場合があって、ルート湿気の使用の公開とパラメタが使用したすべての場合で非常にデバッグ接続性問題で有益です。
Some of the problems have occurred due to subtle implementation errors. Route damping should never be applied on IBGP learned routes. To do so can open the possibility for persistent route loops. When IBGP routes within an AS are inconsistent, route loops can easily form. Suppressing IBGP learned routes causes such inconsistencies. Implementations should disallow configuration of route damping on IBGP peers.
問題のいくつかが微妙な実現誤りのため起こりました。 ルート湿気はIBGPの学術的ルートに決して適用されるべきではありません。 そうするのはしつこいルート輪のために可能性を開くことができます。 ASの中のIBGPルートが矛盾しているとき、容易にルート輪は形成できます。 IBGPの学術的ルートを抑圧すると、そのような矛盾は引き起こされます。 実現はIBGP同輩の上のルート湿気の構成を禁じるべきです。
Penalties for instability should only be applied when a route is removed or replaced and not when a route is added. If damping parameters are applied consistently, this implementation constraint will result in a stable secondary path being preferred over an unstable primary path due to damping of the primary path near the source.
ルートを取り外すか、または取り替えて、ルートを加えないときだけ、不安定性のための刑罰を適用するべきです。 湿気パラメタが一貫して適用されると、この実現規制は第一の経路の湿気のため不安定な第一の経路よりソースの近くで好まれる安定した二次経路をもたらすでしょう。
In topologies where multiple AS paths to a given destination exist flapping of the primary path can result in suppression of the secondary path. This can occur if no damping is being done near the cause of the route flap or if damping is being applied more aggressively by a distant AS. This problem can be solved in one of two ways. Damping can be done near the source of the route flap and the damping parameters can be made consistent. Alternately, a distant AS which insists on more aggressive damping parameters can disable penalizing routes on AS path change, penalizing routes only
与えられた目的地への複数のAS経路が存在するtopologiesでは、第一の経路についてばたつくのは二次経路の抑圧をもたらすことができます。 湿気でないのがほぼルートフラップの原因ですることであるか、または湿気が遠方のASが、より積極的に適用することであるなら、これは起こることができます。 2つの方法の1つでこの問題を解決できます。 ルートフラップの源の近くで湿気ができます、そして、湿気パラメタを一貫するようにすることができます。 交互に、ルートだけを罰して、パラメタが無能にすることができるより攻撃的な湿気がAS経路のルートを罰すると主張する遠方のASは変化します。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 33] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[33ページ]RFC2439BGPルートフラップ
if they are withdrawn completely. In order to do so, the implementation must support this option (as described in Section 4.4.3).
それらが完全に引き下がるなら。 そうするために、実現はこのオプションをサポートしなければなりません(セクション4.4.3で説明されるように)。
Route flap should be damped near the source. Single homed destinations can be covered by static routes. Aggregation provides another means of damping. Providers should damp their own internal problems, however damping on IGP link state origination is not yet implemented by router vendors. Providers which use multiple AS within their own topology should damp between their own AS. Providers should damp adjacent providers AS.
ルートフラップはソースの近くでじめじめとするべきです。 シングルは家へ帰りました。スタティックルートで目的地は覆うことができます。 集合は湿気の別の手段を提供します。 プロバイダーはそれら自身の内部の問題をじめじめとするべきであり、しかしながら、IGPリンク州の創作の湿気はルータ業者によってまだ実行されていません。 それら自身のトポロジーの中の複数のASがそれら自身のASの間でそれの使用をじめじめとするはずであるプロバイダー。 プロバイダーは隣接しているプロバイダーASをじめじめとするべきです。
Damping provides a means to limit propagation excessive route change when connectivity is highly intermittent. Once a problem is corrected, damping state corresponding to the prefixes known to be damped due to the problem just fixed can be manually cleared. In order to determine where damping may have occurred after connectivity problems, providers should publish their damping parameters. Providers should be willing to manually clear damping on specific prefixes or AS paths at the request of other providers when the request is accompanied by credible assurance that the problem has truly been addressed.
湿気は接続性が非常に間欠であるときに伝播の過度のルート変化を制限する手段を提供します。 問題がいったん直るようになると、手動でただ修正された問題のためじめじめとするのが知られている接頭語に対応する湿気状態をきれいにすることができます。 湿気が接続性問題の後にどこに起こったかもしれないかを決定するために、プロバイダーはそれらの湿気パラメタを発表するべきです。 プロバイダーは、本当に、問題を記述してあるという確証で要求が伴われるとき、他のプロバイダーの依頼で特定の接頭語かASで経路をじめじめとしながら手動でクリアしても構わないと思うべきです。
By damping their own routing information, providers can reduce their own need to make requests of other providers to clear damping state after correcting a problem. Providers should be pro-active and monitor what prefixes and paths are suppressed in addition to monitoring link states and BGP session state.
それら自身のルーティング情報をじめじめとすることによって、プロバイダーは問題を修正した後に状態をじめじめとしながら、他のプロバイダーがクリアされるという要求をするそれら自身の必要性を減少させることができます。 プロバイダーは、先を見越して、リンク州をモニターすることに加えてどんな接頭語と経路が抑圧されるか、そして、BGPセッション状態をモニターするべきです。
Acknowledgements
承認
This work and this document may not have been completed without the advise, comments and encouragement of Yakov Rekhter (Cisco). Dennis Ferguson (MCI) provided a description of the algorithms in the gated BGP implementation and many valuable comments and insights. David Bolen (ANS) and Jordan Becker (ANS) provided valuable comments, particularly regarding early simulations. Over four years elapsed between the initial draft presented to the BGP WG (October 1993) and this iteration. At the time of this writing there is significant experience with two implementations, each having been deployed since 1995. One was led by Ramesh Govindan (ISI) for the NSF Routing Arbiter project. The second was led by Ravi Chandra (Cisco). Sean Doran (Sprintlink) and Serpil Bayraktar (ANS) were among the early independent testers of the Cisco pre-beta implementation. Valuable comments and implementation feedback were shared by many individuals on the IETF IDR WG and the RIPE Routing Work Group and in NANOG and IEPG.
この仕事とこのドキュメントが終了していないかもしれない、アドバイスしてください、ヤコフRekhter(シスコ)のコメントと奨励。 デニスファーガソン(MCI)は多くの外出を禁止されたBGP実現、貴重なコメント、および洞察における、アルゴリズムの記述を提供しました。 デヴィッドBolen(ANS)とジョーダン・ベッカー(ANS)は特に早めのシミュレーションに関して貴重なコメントを提供しました。 4年以上はBGP WG(1993年10月)に提示された初期の草稿とこの繰り返しの間で経過しました。 この書くこと時点で、1995年以来それぞれ配備されていて、2つの実現には重要な経験があります。 1つはNSFルート設定ArbiterプロジェクトのためにRamesh Govindan(ISI)によって導かれました。 ラービーチャンドラ(シスコ)によって2番目は導かれました。 シスコのプレベータ実現の前の独立しているテスターの中にショーン・ドラン(Sprintlink)とSerpil Bayraktar(ANS)がありました。 貴重なコメントと実現フィードバックはIETF IDR WGとRIPEルート設定Work Groupの上と、そして、NANOGとIEPGの多くの個人によって共有されました。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 34] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[34ページ]RFC2439BGPルートフラップ
Thanks also to Rob Coltun (Fore Systems), Sanjay Wadhwa (Fore), John Scudder (IENG), Eric Bennet (IENG) and Jayesh Bhatt (Bay Networks) for pointing out errors in the math uncovered during coding of more recent implementations. These errors appeared in the details of the implementation suggestion sections written after the first two implementations were completed. Thanks also to Vern Paxson for a very thorough review resulting in numerous clarifications to the document.
数学で誤りを指摘するためのロブColtun(前面のSystems)、Sanjay Wadhwa(前面)、ジョンScudder(IENG)、エリックBennet(IENG)、およびJayesh Bhatt(ベイネットワークス)にも感謝は、より最近の実現のコード化の間、覆いを取られました。 最初の2つの実現が終了した後にこれらの誤りは書かれているように実現提案部の細部に見えました。 また、ドキュメントへの頻繁な明確化をもたらす非常に徹底的なレビューをバーン・パクソンをありがとうございます。
References
参照
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[2] ISO/IEC。 Iso/iec10747--情報技術--telecommuniシステムの間の陽イオンと情報交換--相互ドメインの交換には、中間システムの中でiso8473pdusのサポート推進に情報をrouteingしながら、議定書を作ってください。 技術報告書、国際標準化機構、8月1994日の ftp://merit.edu/pub/iso/idrp.ps.gz 。
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[5]Rekhter、Y.、および1995年のT.李、「境界ゲートウェイプロトコル4(BGP-4)」、RFC1771行進。
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[7] Traina, P., "BGP-4 protocol analysis", RFC 1774, March 1995.
[7]Traina、P.、「BGP-4プロトコル分析」、RFC1774、1995年3月。
[8] Traina, P., "Experience with the BGP-4 protocol", RFC 1773, March
1995.
Traina(P.)が「BGP-4プロトコルで経験する」[8]、RFC1773、1995年3月。
Security Considerations
セキュリティ問題
The practices outlined in this document do not further weaken the security of the routing protocols. Denial of service is possible in an already insecure routing environment but these practices only contribute to the persistence of such attacks and do not impact the methods of prevention and the methods of determining the source.
本書では概説された習慣はさらにルーティング・プロトコルのセキュリティを弱めません。 サービスの否定が既に不安定なルーティング環境で可能ですが、これらの習慣だけが、そのような攻撃の固執に貢献して、防止の方法とソースを決定する方法に影響を与えません。
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 35] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[35ページ]RFC2439BGPルートフラップ
Authors' Addresses
作者のアドレス
Curtis Villamizar ANS
カーティスVillamizar ANS
EMail: curtis@ans.net
メール: curtis@ans.net
Ravi Chandra Cisco Systems
ラービーチャンドラシスコシステムズ
EMail: rchandra@cisco.com
メール: rchandra@cisco.com
Ramesh Govindan ISI
Ramesh Govindan ISI
EMail: govindan@isi.edu
メール: govindan@isi.edu
Villamizar, et. al. Standards Track [Page 36] RFC 2439 BGP Route Flap Damping November 1998
et Villamizar、アル。 1998年11月をじめじめとする標準化過程[36ページ]RFC2439BGPルートフラップ
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Villamizar, et. al. Standards Track [Page 37]
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