Архитектура вычислительных систем

Содержание

1. Мультипроцессорные ВС с общей памятью

2. Эталонная модель взаимодействия открытых систем (ЭМВОС)

1. Мультипроцессорные ВС с общей памятью

Требования, предъявляемые современными процессорами к полосе пропускания памяти можно существенно сократить путем применения больших многоуровневых кэшей. Тогда, если эти требования снижаются, то несколько процессоров смогут разделять доступ к одной и той же памяти. Начиная с 1980 года эта идея, подкрепленная широким распространением микропроцессоров, стимулировала многих разработчиков на создание небольших мультипроцессоров, в которых несколько процессоров разделяют одну физическую память, соединенную с ними с помощью разделяемой шины. Из-за малого размера процессоров и заметного сокращения требуемой полосы пропускания шины, достигнутого за счет возможности реализации достаточно большой кэш-памяти, такие машины стали исключительно эффективными по стоимости. В первых разработках подобного рода машин удавалось разместить весь процессор и кэш на одной плате, которая затем вставлялась в заднюю панель, с помощью которой реализовывалась шинная архитектура. Современные конструкции позволяют разместить до четырех процессоров на одной плате. На рис.1 показана схема именно такой машины.

В такой машине кэши могут содержать как разделяемые, так и частные данные. Частные данные - это данные, которые используются одним процессором, в то время как разделяемые данные используются многими процессорами, по существу обеспечивая обмен между ними. Когда кэшируется элемент частных данных, их значение переносится в кэш для сокращения среднего времени доступа, а также требуемой полосы пропускания. Поскольку никакой другой процессор не использует эти данные, этот процесс идентичен процессу для однопроцессорной машины с кэш-памятью. Если кэшируются разделяемые данные, то разделяемое значение реплицируется и может содержаться в нескольких кэшах. Кроме сокращения задержки доступа и требуемой полосы пропускания такая репликация данных способствует также общему сокращению количества обменов. Однако кэширование разделяемых данных вызывает новую проблему: когерентность кэш-памяти.

Проблема, о которой идет речь, возникает из-за того, что значение элемента данных в памяти, хранящееся в двух разных процессорах, доступно этим процессорам только через их индивидуальные кэши. На рис.3 показан простой пример, иллюстрирующий эту проблему. Проблема когерентности памяти для мультипроцессоров и устройств ввода/вывода имеет много аспектов. Обычно в малых мультипроцессорах используется аппаратный механизм, называемый протоколом, позволяющий решить эту проблему. Такие протоколы называются протоколами когерентности кэш-памяти. Существуют два класса таких протоколов:

1. Протоколы на основе справочника (directory based). Информация о состоянии блока физической памяти содержится только в одном месте, называемом справочником (физически справочник может быть распределен по узлам системы). Этот подход будет рассмотрен в разд.3.

2. Протоколы наблюдения (snooping). Каждый кэш, который содержит копию данных некоторого блока физической памяти, имеет также соответствующую копию служебной информации о его состоянии. Централизованная система записей отсутствует. Обычно кэши расположены на общей (разделяемой) шине и контроллеры всех кэшей наблюдают за шиной (просматривают ее) для определения того, не содержат ли они копию соответствующего блока.

Рис.3. Иллюстрация проблемы когерентности кэш-памяти

В мультипроцессорных системах, использующих микропроцессоры с кэш-памятью, подсоединенные к централизованной общей памяти, протоколы наблюдения приобрели популярность, поскольку для опроса состояния кэшей они могут использовать заранее существующее физическое соединение - шину памяти.

Неформально, проблема когерентности памяти состоит в необходимости гарантировать, что любое считывание элемента данных возвращает последнее по времени записанное в него значение. Это определение не совсем корректно, поскольку невозможно требовать, чтобы операция считывания мгновенно видела значение, записанное в этот элемент данных некоторым другим процессором. Если, например, операция записи на одном процессоре предшествует операции чтения той же ячейки на другом процессоре в пределах очень короткого интервала времени, то невозможно гарантировать, что чтение вернет записанное значение данных, поскольку в этот момент времени записываемые данные могут даже не покинуть процессор. Вопрос о том, когда точно записываемое значение должно быть доступно процессору, выполняющему чтение, определяется выбранной моделью согласованного (непротиворечивого) состояния памяти и связан с реализацией синхронизации параллельных вычислений. Поэтому с целью упрощения предположим, что мы требуем только, чтобы записанное операцией записи значение было доступно операции чтения, возникшей немного позже записи и что операции записи данного процессора всегда видны в порядке их выполнения.

С этим простым определением согласованного состояния памяти мы можем гарантировать когерентность путем обеспечения двух свойств:

1. Операция чтения ячейки памяти одним процессором, которая следует за операцией записи в ту же ячейку памяти другим процессором получит записанное значение, если операции чтения и записи достаточно отделены друг от друга по времени.

2. Операции записи в одну и ту же ячейку памяти выполняются строго последовательно (иногда говорят, что они сериализованы): это означает, что две подряд идущие операции записи в одну и ту же ячейку памяти будут наблюдаться другими процессорами именно в том порядке, в котором они появляются в программе процессора, выполняющего эти операции записи.

Первое свойство очевидно связано с определением когерентного (согласованного) состояния памяти: если бы процессор всегда бы считывал только старое значение данных, мы сказали бы, что память некогерентная.

Необходимость строго последовательного выполнения операций записи является более тонким, но также очень важным свойством. Представим себе, что строго последовательное выполнение операций записи не соблюдается. Тогда процессор P1 может записать данные в ячейку, а затем в эту ячейку выполнит запись процессор P2. Строго последовательное выполнение операций записи гарантирует два важных следствия для этой последовательности операций записи. Во-первых, оно гарантирует, что каждый процессор в машине в некоторый момент времени будет наблюдать запись, выполняемую процессором P2. Если последовательность операций записи не соблюдается, то может возникнуть ситуация, когда какой-нибудь процессор будет наблюдать сначала операцию записи процессора P2, а затем операцию записи процессора P1, и будет хранить это записанное P1 значение неограниченно долго. Более тонкая проблема возникает с поддержанием разумной модели порядка выполнения программ и когерентности памяти для пользователя: представьте, что третий процессор постоянно читает ту же самую ячейку памяти, в которую записывают процессоры P1 и P2; он должен наблюдать сначала значение, записанное P1, а затем значение, записанное P2. Возможно он никогда не сможет увидеть значения, записанного P1, поскольку запись от P2 возникла раньше чтения. Если он даже видит значение, записанное P1, он должен видеть значение, записанное P2, при последующем чтении. Подобным образом любой другой процессор, который может наблюдать за значениями, записываемыми как P1, так и P2, должен наблюдать идентичное поведение. Простейший способ добиться таких свойств заключается в строгом соблюдении порядка операций записи, чтобы все записи в одну и ту же ячейку могли наблюдаться в том же самом порядке. Это свойство называется последовательным выполнением (сериализацией) операций записи (write serialization). Вопрос о том, когда процессор должен увидеть значение, записанное другим процессором достаточно сложен и имеет заметное воздействие на производительность, особенно в больших машинах.

Имеются две методики поддержания описанной выше когерентности. Один из методов заключается в том, чтобы гарантировать, что процессор должен получить исключительные права доступа к элементу данных перед выполнением записи в этот элемент данных. Этот тип протоколов называется протоколом записи с аннулированием (write ivalidate protocol), поскольку при выполнении записи он аннулирует другие копии. Это наиболее часто используемый протокол как в схемах на основе справочников, так и в схемах наблюдения. Исключительное право доступа гарантирует, что во время выполнения записи не существует никаких других копий элемента данных, в которые можно писать или из которых можно читать: все другие кэшированные копии элемента данных аннулированы. Чтобы увидеть, как такой протокол обеспечивает когерентность, рассмотрим операцию записи, вслед за которой следует операция чтения другим процессором. Поскольку запись требует исключительного права доступа, любая копия, поддерживаемая читающим процессором должна быть аннулирована (в соответствии с названием протокола). Таким образом, когда возникает операция чтения, произойдет промах кэш-памяти, который вынуждает выполнить выборку новой копии данных. Для выполнения операции записи мы можем потребовать, чтобы процессор имел достоверную (valid) копию данных в своей кэш-памяти прежде, чем выполнять в нее запись. Таким образом, если оба процессора попытаются записать в один и тот же элемент данных одновременно, один из них выиграет состязание у второго (мы вскоре увидим, как принять решение, кто из них выиграет) и вызывает аннулирование его копии. Другой процессор для завершения своей операции записи должен сначала получить новую копию данных, которая теперь уже должна содержать обновленное значение.

Альтернативой протоколу записи с аннулированием является обновление всех копий элемента данных в случае записи в этот элемент данных. Этот тип протокола называется протоколом записи с обновлением (write update protocol) или протоколом записи с трансляцией (write broadcast protocol). Обычно в этом протоколе для снижения требований к полосе пропускания полезно отслеживать, является ли слово в кэш-памяти разделяемым объектом, или нет, а именно, содержится ли оно в других кэшах. Если нет, то нет никакой необходимости обновлять другой кэш или транслировать в него обновленные данные.

Разница в производительности между протоколами записи с обновлением и с аннулированием определяется тремя характеристиками:

1. Несколько последовательных операций записи в одно и то же слово, не перемежающихся операциями чтения, требуют нескольких операций трансляции при использовании протокола записи с обновлением, но только одной начальной операции аннулирования при использовании протокола записи с аннулированием.

2. При наличии многословных блоков в кэш-памяти каждое слово, записываемое в блок кэша, требует трансляции при использовании протокола записи с обновлением, в то время как только первая запись в любое слово блока нуждается в генерации операции аннулирования при использовании протокола записи с аннулированием. Протокол записи с аннулированием работает на уровне блоков кэш-памяти, в то время как протокол записи с обновлением должен работать на уровне отдельных слов (или байтов, если выполняется запись байта).

3. Задержка между записью слова в одном процессоре и чтением записанного значения другим процессором обычно меньше при использовании схемы записи с обновлением, поскольку записанные данные немедленно транслируются в процессор, выполняющий чтение (предполагается, что этот процессор имеет копию данных). Для сравнения, при использовании протокола записи с аннулированием в процессоре, выполняющим чтение, сначала произойдет аннулирование его копии, затем будет производиться чтение данных и его приостановка до тех пор, пока обновленная копия блока не станет доступной и не вернется в процессор.

Эти две схемы во многом похожи на схемы работы кэш-памяти со сквозной записью и с записью с обратным копированием. Также как и схема задержанной записи с обратным копированием требует меньшей полосы пропускания памяти, так как она использует преимущества операций над целым блоком, протокол записи с аннулированием обычно требует менее тяжелого трафика, чем протокол записи с обновлением, поскольку несколько записей в один и тот же блок кэш-памяти не требуют трансляции каждой записи. При сквозной записи память обновляется почти мгновенно после записи (возможно с некоторой задержкой в буфере записи). Подобным образом при использовании протокола записи с обновлением другие копии обновляются так быстро, насколько это возможно. Наиболее важное отличие в производительности протоколов записи с аннулированием и с обновлением связано с характеристиками прикладных программ и с выбором размера блока.

Ключевым моментом реализации в многопроцессорных системах с небольшим числом процессоров как схемы записи с аннулированием, так и схемы записи с обновлением данных, является использование для выполнения этих операций механизма шины. Для выполнения операции обновления или аннулирования процессор просто захватывает шину и транслирует по ней адрес, по которому должно производиться обновление или аннулирование данных. Все процессоры непрерывно наблюдают за шиной, контролируя появляющиеся на ней адреса. Процессоры проверяют не находится ли в их кэш-памяти адрес, появившийся на шине. Если это так, то соответствующие данные в кэше либо аннулируются, либо обновляются в зависимости от используемого протокола. Последовательный порядок обращений, присущий шине, обеспечивает также строго последовательное выполнение операций записи, поскольку когда два процессора конкурируют за выполнение записи в одну и ту же ячейку, один из них должен получить доступ к шине раньше другого. Один процессор, получив доступ к шине, вызовет необходимость обновления или аннулирования копий в других процессорах. В любом случае, все записи будут выполняться строго последовательно. Один из выводов, который следует сделать из анализа этой схемы заключается в том, что запись в разделяемый элемент данных не может закончиться до тех пор, пока она не захватит доступ к шине.

В дополнение к аннулированию или обновлению соответствующих копий блока кэш-памяти, в который производилась запись, мы должны также разместить элемент данных, если при записи происходит промах кэш-памяти. В кэш-памяти со сквозной записью последнее значение элемента данных найти легко, поскольку все записываемые данные всегда посылаются также и в память, из которой последнее записанное значение элемента данных может быть выбрано (наличие буферов записи может привести к некоторому усложнению).

Однако для кэш-памяти с обратным копированием задача нахождения последнего значения элемента данных сложнее, поскольку это значение скорее всего находится в кэше, а не в памяти. В этом случае используется та же самая схема наблюдения, что и при записи: каждый процессор наблюдает и контролирует адреса, помещаемые на шину. Если процессор обнаруживает, что он имеет модифицированную ("грязную") копию блока кэш-памяти, то именно он должен обеспечить пересылку этого блока в ответ на запрос чтения и вызвать отмену обращения к основной памяти. Поскольку кэши с обратным копированием предъявляют меньшие требования к полосе пропускания памяти, они намного предпочтительнее в мультипроцессорах, несмотря на некоторое увеличение сложности. Поэтому далее мы рассмотрим вопросы реализации кэш-памяти с обратным копированием.

Для реализации процесса наблюдения могут быть использованы обычные теги кэша. Более того, упоминавшийся ранее бит достоверности (valid bit), позволяет легко реализовать аннулирование. Промахи операций чтения, вызванные либо аннулированием, либо каким-нибудь другим событием, также не сложны для понимания, поскольку они просто основаны на возможности наблюдения. Для операций записи мы хотели бы также знать, имеются ли другие кэшированные копии блока, поскольку в случае отсутствия таких копий, запись можно не посылать на шину, что сокращает время на выполнение записи, а также требуемую полосу пропускания.

Чтобы отследить, является ли блок разделяемым, мы можем ввести дополнительный бит состояния (shared), связанный с каждым блоком, точно также как это делалось для битов достоверности (valid) и модификации (modified или dirty) блока. Добавив бит состояния, определяющий является ли блок разделяемым, мы можем решить вопрос о том, должна ли запись генерировать операцию аннулирования в протоколе с аннулированием, или операцию трансляции при использовании протокола с обновлением. Если происходит запись в блок, находящийся в состоянии "разделяемый" при использовании протокола записи с аннулированием, кэш формирует на шине операцию аннулирования и помечает блок как частный (private). Никаких последующих операций аннулирования этого блока данный процессор посылать больше не будет. Процессор с исключительной (exclusive) копией блока кэш-памяти обычно называется "владельцем" (owner) блока кэш-памяти.

При использовании протокола записи с обновлением, если блок находится в состоянии "разделяемый", то каждая запись в этот блок должна транслироваться. В случае протокола с аннулированием, когда посылается операция аннулирования, состояние блока меняется с "разделяемый" на "неразделяемый" (или "частный"). Позже, если другой процессор запросит этот блок, состояние снова должно измениться на "разделяемый". Поскольку наш наблюдающий кэш видит также все промахи, он знает, когда этот блок кэша запрашивается другим процессором, и его состояние должно стать "разделяемый".

Поскольку любая транзакция на шине контролирует адресные теги кэша, потенциально это может приводить к конфликтам с обращениями к кэшу со стороны процессора. Число таких потенциальных конфликтов можно снизить применением одного из двух методов: дублированием тегов, или использованием многоуровневых кэшей с "охватом" (inclusion), в которых уровни, находящиеся ближе к процессору являются поднабором уровней, находящихся дальше от него. Если теги дублируются, то обращения процессора и наблюдение за шиной могут выполняться параллельно. Конечно, если при обращении процессора происходит промах, он должен будет выполнять арбитраж с механизмом наблюдения для обновления обоих наборов тегов. Точно также, если механизм наблюдения за шиной находит совпадающий тег, ему будет нужно проводить арбитраж и обращаться к обоим наборам тегов кэша (для выполнения аннулирования или обновления бита "разделяемый"), возможно также и к массиву данных в кэше, для нахождения копии блока. Таким образом, при использовании схемы дублирования тегов процессор должен приостановиться только в том случае, если он выполняет обращение к кэшу в тот же самый момент времени, когда механизм наблюдения обнаружил копию в кэше. Более того, активность механизма наблюдения задерживается только когда кэш имеет дело с промахом.

Рис. 4. Примеры протоколов наблюдения

Если процессор использует многоуровневый кэш со свойствами охвата, тогда каждая строка в основном кэше имеется и во вторичном кэше. Таким образом, активность по наблюдению может быть связана с кэшем второго уровня, в то время как большинство активностей процессора могут быть связаны с первичным кэшем. Если механизм наблюдения получает попадание во вторичный кэш, тогда он должен выполнять арбитраж за первичный кэш, чтобы обновить состояние и возможно найти данные, что обычно будет приводить к приостановке процессора. Такое решение было принято во многих современных системах, поскольку многоуровневый кэш позволяет существенно снизить требований к полосе пропускания. Иногда может быть даже полезно дублировать теги во вторичном кэше, чтобы еще больше сократить количество конфликтов между активностями процессора и механизма наблюдения.

В реальных системах существует много вариаций схем когерентности кэша, в зависимости от того используется ли схема на основе аннулирования или обновления, построена ли кэш-память на принципах сквозной или обратной записи, когда происходит обновление, а также имеет ли место состояние "владения" и как оно реализуется. На рис. 10.4 представлены несколько протоколов с наблюдением и некоторые машины, которые используют эти протоколы.

2. Эталонная модель взаимодействия открытых систем (ЭМВОС).

Перемещение информации между компьютерами различных схем является чрезвычайно сложной задачей. В начале 1980 гг. Международная Организация по Стандартизации (ISO) и Международный Консультативный Комитет по Телеграфии и Телефонии (МККТТ) признали необходимость в создания модели сети, которая могла бы помочь поставщикам создавать реализации взаимодействующих сетей. В тесном сотрудничестве была разработана эталонная модель "Взаимодействие Открытых Систем" (ЭМВОС). Эта модель была описана в рекомендациях Х.200 (МККТТ) и ISO 7498 (ISO). Соответствие ЭМВОС МККТТ и ИСО.

ЭМВОС быстро стала основной архитектурной моделью для передачи межкомпьютерных сообщений. Несмотря на то, что были разработаны другие архитектурные модели (в основном патентованные), большинство поставщиков сетей, когда им необходимо предоставить обучающую информацию пользователям поставляемых ими изделий, ссылаются на них как на изделия для сети, соответствующей эталонной модели. И действительно, эта модель является самым лучшим средством, имеющемся в распоряжении тех, кто надеется изучить технологию сетей. Дальнейшее описание ЭМВОС будет базироваться на модели ISO.

Иерархическая связь.

Эталонная модель OSI делит проблему перемещения информации между компьютерами через среду сети на семь менее крупных, и следовательно, более легко разрешимых проблем. Каждая из этих семи проблем выбрана потому, что она относительно автономна, и следовательно, ее легче решить без чрезмерной опоры на внешнюю информацию.

Каждая из семи областей проблемы решалась с помощью одного из уровней модели. Большинство устройств сети реализует все семь уровней. Однако в режиме потока информации некоторые реализации сети пропускают один или более уровней. Два самых низших уровня OSI реализуются аппаратным и программным обеспечением; остальные пять высших уровней, как правило, реализуются программным обеспечением.

Справочная модель OSI описывает, каким образом информация проделывает путь через среду сети (например, провода) от одной прикладной программы (например, программы обработки крупноформатных таблиц) до другой прикладной программы, находящейся в другом компьютере. Т.к.информация, которая должна быть отослана, проходит вниз через уровни системы, по мере этого продвижения она становится все меньше похожей на человеческий язык и все больше похожей на ту информацию, которую понимают компьютеры, а именно "единицы" и "нули".

В качесте примера связи типа OSI предположим, что Система А на Рис. 1-1 имеет информацию для отправки в Систему В. Прикладная программа Системы А сообщается с Уровнем 7 Системы А (верхний уровень), который сообщается с Уровнем 6 Системы А, который в свою очередь сообщается с Уровнем 5 Системы А, и т.д. до Уровня 1 Системы А. Задача Уровня 1 - отдавать (а также забирать) информацию в физическую среду сети. После того, как информация проходит через физическую среду сети и поглащается Системой В, она поднимается через слои Системы В в обратном порядке (сначала Уровень 1 , затем Уровень 2 и т.д.), пока она наконец не достигнет прикладную программу Системы В.

Хотя каждый из уровней Системы А может сообщаться со смежными уровнями этой системы, их главной задачей является сообщение с соответствующими уровнями Системы В. Т.е. главной задачей Уровня 1 Системы А является связь с Уровнем 1 Системы В; Уровень 2 Системы А сообщается с Уровнем 2 Системы В и т.д. Это необходимо потому, что каждый уровень Системы имеет свои определенные задачи, которые он должен выполнять. Чтобы выполнить эти задачи, он должен сообщаться с соответствующим уровнем в другой системе.

Уровневая модель OSI исключает прямую связь между соответствующими уровнями других систем. Следовательно, каждый уровень Системы А должен полагаться на услуги, предоставляемые ему смежными уровнями Системы А, чтобы помочь осуществить связь с соответствующим ему уровнем Системы В. Взаимоотношения между смежными уровнями отдельной системы показаны на Рис.1-2.

Предположим, что Уровень 4 Системы А должен связаться с Уровнем 4 Системы В. Чтобы выполнить эту задачу, Уровень 4 Системы А должен воспользоваться услугами Уровня 3 Системы А. Уровень 4 называется "пользователем услуг", а Уровень 3 - "источником услуг". Услуги Уровня 3 обеспечиваются Уровню 4 в "точке доступа к услугам" (SAP), которая представляет собой просто местоположение, в котором Уровень 4 может запросить услуги Уровня 3. Как видно из рисунка, Уровень 3 может предоставлять свои услуги множеству об'ектов Уровня 4.

Форматы информации

Каким образом Уровень 4 Системы В узнает о том, что необходимо Уровню 4 Системы А? Специфичные запросы Уровня А запоминаются как управляющая информация, которая передается между соответствующими уровнями в блоке, называемом заголовком; заголовок предшествуют фактической прикладной информации. Например, предположим, что Система А хочет отправить в Систему В следующий текст (называемый "данные" или "информация"):

The small grey cat ran up the wall to try to catch the red bird.

Этот текст передается из прикладной программы Системы А в верхний уровень этой системы. Прикладной уровень Системы А должен передать определенную информацию в прикладной уровень Системы В, поэтому он помещает управляющую информацию (в форме кодированного заголовка) перед фактическим текстом, который должен быть передан. Этот информационный блок передается в Уровень 6 Системы А, который может предварить его своей собственной управляющей информацией. Размеры сообщения увеличиваются по мере того, как оно проходит вниз через уровни до тех пор, пока не достигнет сети, где оригинальный текст и вся связанная с ним управляющая информация перемещаются к Системе В, где они поглощаются Уровнем 1 Системы В. Уровень 1 Системы В отделяет заголовок уровня 1 и прочитывает его, после чего он знает, как обрабатывать данный информационный блок. Слегка уменьшенный в размерах информационный блок передается в Уровень 2, который отделяет заголовок Уровня 2, анализирует его, чтобы узнать о действиях, которые он должен выполнить, и т.д. Когда информационный блок наконец доходит до прикладной программы Системы В, он должен содержать только оригинальный текст.

Концепция заголовка и собственно данных относительна и зависит от перспективы того уровня, который в данный момент анализирует информационный блок. Например, в Уровне 3 информационный блок состоит из заголовка Уровня 3 и следующими за ним данными. Однако данные Уровня 3 могут содержать заголовки Уровней 4, 5, 6 и 7. Кроме того, заголовок Уровня 3 является просто данными для Уровня 2. Эта концепция иллюстрируется на Рис. 1-3. И наконец, не все уровни нуждаются в присоединении заголовков. Некоторые уровни просто выполняют трансформацию фактических данных, которые они получают, чтобы сделать их более или менее читаемыми для смежных с ними уровней.

Проблемы совместимости.

Эталонная модель OSI не является реализацией сети. Она только определяет функции каждого уровня. В этом отношении она напоминает план для постройки корабля. Точно также, как для выполнения фактической работы по плану могут быть заключены контракты с любым количеством кораблестроительных компаний, любое число поставщиков сети могут построить протокол реализации по спецификации протокола. И если этот план не будет предельно понятным, корабли, построенные различными компаниями, пользующимися одним и тем же планом, пусть незначительно, но будут отличаться друг от друга. Примером самого незначительного отличия могут быть гвозди, забитые в разных местах.

Чем объясняется разница в реализациях одного и того же плана корабля (или спецификации протокола)? Частично эта разница вызвана неспособностью любой спецификации учесть все возможные детали реализации. Кроме того, разные люди, реализующие один и тот же проект, всегда интерпретируют его немного по-разному. И наконец, неизбежные ошибки реализации приводят к тому, что изделия разных реализаций отличаются исполнением. Этим объясняется то, что реализация протокола Х одной компании не всегда взаимодействует с реализацией этого протокола, осуществленной другой компанией.

Уровни OSI.

После того, как стали понятными основные особенности принципа деления на уровни модели OSI, можно приступить к обсуждению каждого отдельного уровня и его функций. Каждый уровень имеет заранее заданный набор функций, которые он должен выполнить для того, чтобы связь могла состояться.

Прикладной уровень

Прикладной уровень - это самый близкий к пользователю уровень OSI. Он отличается от других уровней тем, что не обеспечивает услуг ни одному из других уровней OSI; однако он обеспечивает ими прикладные процессы, лежащие за пределами масштаба модели OSI. Примерами таких прикладных процессов могут служить программы обработки крупномасштабных таблиц, программы обработки слов, программы банковских терминалов и т.д.

Прикладной уровень идентифицирует и устанавливает наличие предполагаемых партнеров для связи, синхронизирует совместно работающие прикладные программы, а также устанавливает соглашение по процедурам устранения ошибок и управления целостностью информации. Прикладной уровень также определяет, имеется ли в наличии достаточно ресурсов для предполагаемой связи.

Представительный уровень

Представительный уровень отвечает за то, чтобы информация, посылаемая из прикладного уровня одной системы, была читаемой для прикладного уровня другой системы. При необходимости представительный уровень осуществляет трансляцию между множеством форматов представления информации путем использования общего формата представления информации.

Представительный уровень занят не только форматом и представлением фактических данных пользователя, но также структурами данных, которые используют программы. Поэтому кроме трансформации формата фактических данных (если она необходима), представительный уровень согласует синтаксис передачи данных для прикладного уровня.

Сеансовый уровень

Как указывает его название, сеансовый уровень устанавливает, управляет и завершает сеансы взаимодействия между прикладными задачами. Сеансы состоят из диалога между двумя или более объектами представления (как вы помните, сеансовый уровень обеспечивает своими услугами представительный уровень). Сеансовый уровень синхронизирует диалог между объектами представительного уровня и управляет обменом информации между ними. В дополнение к основной регуляции диалогов (сеансов) сеансовый уровень предоставляет средства для отправки информации, класса услуг и уведомления в исключительных ситуациях о проблемах сеансового, представительного и прикладного уровней.

Транспортный уровень

Граница между сеансовым и транспортным уровнями может быть представлена как граница между протоколами прикладного уровня и протоколами низших уровней. В то время как прикладной, представительный и сеансовый уровни заняты прикладными вопросами, четыре низших уровня решают проблемы транспортировки данных.

Транспортный уровень пытается обеспечить услуги по транспортировке данных, которые избавляют высшие слои от необходимости вникать в ее детали. В частности, заботой транспортного уровня является решение таких вопросов, как выполнение надежной транспортировки данных через объединенную сеть. Предоставляя надежные услуги, транспортный уровень обеспечивает механизмы для установки, поддержания и упорядоченного завершения действия виртуальных каналов, систем обнаружения и устранения неисправностей транспортировки и управления информационным потоком (с целью предотвращения переполнения системы данными из другой системы).

Сетевой уровень - это комплексный уровень, который обеспечивает возможность соединения и выбор маршрута между двумя конечными системами, подключенными к разным "подсетям", которые могут находиться в разных географических пунктах. В данном случае "подсеть" - это по сути независимый сетевой кабель (иногда называемый сегментом).

Т.к. две конечные системы, желающие организовать связь, может разделять значительное географическое расстояние и множество подсетей, сетевой уровень является доменом маршрутизации. Протоколы маршрутизации выбирают оптимальные маршруты через последовательность соединенных между собой подсетей. Традиционные протоколы сетевого уровня передают информацию вдоль этих маршрутов.

Канальный уровень (формально называемый информационно-канальным уровнем или уровнем звена передачи данных) обеспечивает надежный транзит данных через физический канал. Выполняя эту задачу, канальный уровень решает вопросы физической адресации (в противоположность сетевой или логической адресации), топологии сети, линейной дисциплины (каким образом конечной системе использовать сетевой канал), уведомления о неисправностях, упорядоченной доставки блоков данных и управления потоком информации.

Физический уровень определяет электротехнические, механические, процедурные и функциональные характеристики активации, поддержания и дезактивации физического канала между конечными системами. Спецификации физического уровня определяют такие характеристики, как уровни напряжений, синхронизацию изменения напряжений, скорость передачи физической информации, максимальные расстояния передачи информации, физические соединители и другие аналогичные характеристики.

Важнейшие термины и концепции.

Наука об объединении сетей, как и другие науки, имеет свою собственную терминологию и научную базу. К сожалению, ввиду того, что наука об объединении сетей очень молода, пока что не достигнуто единое соглашение о значении концепций и терминов объединенных сетей. По мере дальнейшего совершенствования индустрии объединенных сетей определение и использование терминов будут более четкими.

Адресация

Существенным компонентом любой системы сети является оперделение местонахождения компьютерных систем. Существуют различные схемы адресации, используемые для этой цели, которые зависят от используемого семейства протоколов. Другими словами, адресация AppleTalk отличается от адресации TCP/IP, которая в свою очередь отличается от адресации OSI, и т.д.

Двумя важными типами адресов являются адреса канального уровня и адреса сетевого уровня. Адреса канального уровня (называемые также физическими или аппаратными адресами), как правило, уникальны для каждого сетевого соединения. У большинства локальных сетей (LAN) адреса канального уровня размещены в схеме интерфейса; они назначаются той организацией, которая определяет стандарт протокола, представленный этим интерфейсом. Т.к. большинство компьютерных систем имеют одно физическое сетевое соединение, они имеют только один адрес канального уровня. Роутеры и другие системы, соединенные с множеством физических сетей, могут иметь множество адресов канального уровня. В соответствии с названием, адреса канального уровня существуют на Уровне 2 эталонной модели ISO.

Адреса сетевого уровня (называемые также виртуальными или логическими адресами) существуют на Уровне 3 эталонной модели OSI. В отличие от адресов канального уровня, которые обычно существуют в пределах плоского адресного пространства, адреса сетевого уровня обычно иерархические. Другими словами, они похожи на почтовые адреса, которые описывают местонахождение человека, указывая страну, штат, почтовый индекс, город, улицу, адрес на этой улице и наконец, имя. Хорошим примером одноуровневой адресации является номерная система социальной безопасности США, в соответствии с которой каждый человек имеет один уникальный номер, присвоенный ему службой безопасности.

Иерархические адреса делают сортировку адресов и повторный вызов более легкими путем исключения крупных блоков логически схожих адресов в процессе последовательности операций сравнения. Например, можно исключить все другие страны, если в адресе указана страна "Ирландия". Легкость сортировки и повторного вызова являются причиной того, что роутеры используют адреса сетевого уровня в качестве базиса маршрутизации.

Адреса сетевого уровня различаются в зависимости от используемого семейства протоколов, однако они, как правило, используют соответствующие логические разделы для нахождения компьютерных систем в объединенной сети. Некоторые из этих логических разделов базируются на физических характеристиках сети (таких, как сегмент сети, в котором находится какая-нибудь система); другие логические разделы базируются на группировках, не имеющих физического базиса (например, "зона" AppleTalk).

Блоки данных, пакеты и сообщения

После того, как по адресам установили местоположение компьютерных систем, может быть произведен обмен информацией между двумя или более системами. В литературе по объединенным сетям наблюдается непоследовательность в наименовании логически сгруппированных блоков информации, которая перемещается между компьютерными системами. "блок данных", "пакет", "блок данных протокола", "PDU", "сегмент", "сообщение" - используются все эти и другие термины, в зависимости от прихоти тех, кто пишет спецификации протоколов.

В настоящей работе термин "блок данных" (frame) обозначает блок информации, источником и пунктом назначения которого являются объекты канального уровня. Термин "пакет" (packet) обозначает блок информации, у которого источник и пункт назначения - объекты сетевого уровня. И наконец, термин "сообщение" (message) обoзначает информационный блок, у которого об'екты источника и места назначения находятся выше сетевого уровня. Термин "сообщение" используется также для обозначения отдельных информационных блоков низших уровней, которые имеют специальное, хорошо сформулированное назначение.

Основные организации, занимающиеся стандартизацией объединенных сетей

Без услуг нескольких основных организаций по стандартизации, в области объединенных сетей было бы значительно больше хаоса, чем его имеется в настоящее время. Организации по стандартизации обеспечивают форум для дискуссий, помогают превратить результаты дискуссий в официальные спецификации, а также распространяют эти спецификации после завершения процесса стандартизации.

Большинство организаций по стандартизации выполняют специфичные процессы, чтобы превратить идеи в официальные стандарты. И хотя у различных организаций эти процессы немного отличаются, они схожи в том, что проходят через несколько раундов организации идей, обсуждения этих идей, разработки проектов стандартов, голосования по всем или некоторым аспектам этих стандартов и наконец, официального выпуска завершенных стандартов.