Microsoft Word - 제5장-이더넷발전_STP_VLAN

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1 제 5 장이더넷의발전, STP, 그리고 VLAN 1990년대중반이후 UTP와광케이블기반의고속이더넷 (Fast Ethernet) 이개발되고스위치기술이발전함에따라이더넷은가정망, 사무실망, 캠퍼스망을포함하는모든유선 LAN 분야에서시장을석권할정도로널리확산되었다. 그리고 2000년전후광케이블기반의기가비트및 10기가비트이더넷이출현함으로써스위치기반의이더넷은 LAN 분야뿐만아니라한도시전체를연결하는광역망과국가전체를연결하는백본망으로그적용영역이확장되고있다. 이더넷스위치의상호연결을통한이더넷망의확장은프레임순환경로 (loop path) 문제, 방송트래픽 (broadcast traffic) 증가문제, 보안문제, 그리고관리복잡도증가등여러가지문제를야기한다. 확장된이더넷의순환경로문제를해결하기위해 STP(Spanning Tree Protocol) 와 RSTP(Rapid STP) 가적용되고있고, 방송트래픽문제, 보안문제, 관리복잡도문제등을해소하기위해가상 LAN(Virtual LAN) 기술이도입되었다. 본장에서는먼저고속이더넷 (Fast Ethernet), 기가비트이더넷 (Gigabit Ethernet), 10기가비트이더넷등고급이더넷기술에대해설명하고, STP, RSTP, VLAN 등스위치기반의이더넷확장과관련된기술들을구체적으로설명하고자한다. 5.1 고속이더넷 (Fast Ethernet) IEEE 802.3u 소위원회에의해 1995년에표준화된고속이더넷 (Fast Ethernet) 은다음과같은특징을가진다. 100Mbps 전송속도지원 기존 10Mbps 이더넷과호환성유지 기존이더넷과동일한주소체계사용 동일한프레임포맷사용 동일한최소프레임길이와최대프레임길이사용 동일한 CSMA/CD 기법적용 UTP와광케이블상에서동작 10Mbps와 100Mbps 동작모드자동협상 (Autonegotiation) 지원 127

2 5.1.1 고속이더넷의유형 고속이더넷은기존 10Mbps 이더넷과동일한 CSMA/CD 매체접근제어 (MAC-Medium Access Control) 기반으로동작하지만물리계층은 < 그림 5.1> 과같이다양한매체기반의프로토콜유형들을지원한다. < 그림 5.1> 고속이더넷의계층구조 서로다른물리매체를사용하는고속이더넷유형의특징은 < 표 5.1> 과같이정리될수있다. 100Base-TX 이더넷은최대 100M 길이의 2개의 UTP5 케이블을사용하여완전양방향 (Full-duplex) 또는교대양방향 (Half-duplex) 의 100Mbps 전송속도를지원한다. 100Base-TX는 100Mbps의고속데이터전송속도를지원하기위해대역폭대비비트전송율이떨어지는 10Base-T의맨체스터신호체계대신, 보다비트전송율이높은 MLT-3(Multi-Level Transition 3 Levels) 신호체계를사용한다. 그리고 MLT-3 신호체계의문제점을보완하기위해 4B/5B 부호변환기법을적용한다. 100base-FX는 2개의멀티모드 (MM-Multi Mode) 광케이블을사용하여완전양방향 (Fullduplex) 또는교대양방향 (Half-duplex) 의 100Mbps 전송속도를지원한다. 100Base-FX는 CSMA/CD가적용되는교대양방향전송방식으로최대 412M 길이를지원하고완전양방향의경우 CSMA/CD에의한최대길이제약이없으 128

3 므로 2Km까지지원할수있다. 100Base-FX도 4B/5B에의한부호변환기법을사용하지만신호체계는광케이블에보다적합한 NRZI(Non-Return to Zero Inverted) 를사용한다. < 표 5.1> 고속이더넷의유형별특징 100Base-T4와 100Base-T2는기존에설치된 UTP3 케이블을각각 2개와 4 개씩사용하여 100Mbps 전송속도를지원하기위해개발된고속이더넷이다. 100Base-T4와 100Base-T2는 100Base-TX와의경쟁에밀려현재사용되고있지않으므로여기서는설명을생략한다 고속이더넷신호체계 10Mbps 이더넷의맨체스터신호체계는자가동기 (self-synchronous) 신호체계의장점을가지고있는반면비트전송율에따른신호변화율인대역폭의비가높아고속전송에사용하기어려운단점이있다. 맨체스터신호체계의최대대역폭요구는비트전송율의 100% 이다. 광케이블기반의 100Base-FX 고속이더넷은맨체스터신호대비최대대역폭요구가 50% 감소되는 NRZI(Non-Return to Zero Inverted) 신호체계를채택하였다. NRZI는 0 비트의연속또는 1 비트의연속을표현할때동일한전압이연속적으로나타나수신자가비트동기를유지하기어려운문제를일부개선하기위해제안된신호체계이다. < 그림 5.2> 에서보는바와같이 NRZI 신호는다음비트가 0이면신 129

4 호레벨이그대로유지되고다음신호가 1이면신호레벨이변화한다. 따라서 NRZI의대역폭요구는비트율의 50% 임을알수있다. NRZI 신호체계에서는 NRZ와달리 1의연속구간에서는동기문제가발생하지않는다. 0 비트대신 1 비트가신호변화로표현되게만든것은통계적으로 0의연속보다 1의연속이발생할확률이높기때문이다. < 그림 5.2> NRZI 신호체계 NRZI 신호체계의최대대역폭요구가맨체스터신호체계대비 50% 감소하여고속전송에적합한반면 0 비트의연속구간에대한동기문제가여전히존재하는비자가-동기 (Non Self-Synchronous) 신호체계이다. 100Base-FX는대역폭요구가낮은 NRZI의동기문제를해결하기위해블록코딩 (Block Coding) 에의한부호변환기법을적용한다. 일반적인블록코딩은 m 비트블록을 m 보다큰수인 n 비트블록으로변경하고 mb/nb로표현한다. 100Base-FX가채택한블록코딩은 4 비트블록을 5 비트블록으로변경하는 4B/5B이다. 4B/5B 블록코딩은 4비트데이터블록을어떤경우에도최대 3개까지의 0의연속만발생하도록보장하는 5비트블록으로변경함으로써 NRZI 신호체계로표현되었을때발생하는신호의동기문제를해결한다. < 표 5.2> 는 4B/5B 코드변환표를보여준다. 4비트신호 16개를 5비트코드 16개로변 130

5 환하되 0 비트가앞에 1개뒤에 2개까지만발생하는비트조합을선택하여연속적으로데이터표현시에최대 3개까지의 0의연속만발생하도록보장한다. < 표 5.2> 4B/5B 변환표 송신자 수신자 4B/5B 인코딩 4B/5B 인코딩 NRZI 신호체계 광케이블 NRZI 신호체계 < 그림 5.3> 100Base-FX 의신호전송체계 131

6 5B 코드 32개중데이터코드 16개를제외한나머지 16개의코드중일부는제어용코드등으로사용되고일부는사용되지않는다. 결과적으로 100Base- FX 고속이더넷의신호전송체계는 < 그림 5.3> 과같이표현될수있다. < 그림 5.4> 광 NRZI 신호 100Base-FX 광케이블에의한 NRZI 신호는 < 그림 5.4> 와같이빛의유무로신호변화를표현한다. 광신호는신호생성이용이하고전송과정에서간섭과누화가적으며수신측의신호탐지가용이하여높은대역폭을지원한다. 따라서 100Base-FX는비트전송율대비대역폭욕구가비교적높은 NRZI 신호체계를적용하는데문제가없다. 광케이블대비대역폭이낮은 UTP5 케이블을사용하는 100Base-TX는 NRZI 대비대역폭요구가더낮은 MLT-3(Multi-Level Transition 3 Levels) 신호체계를사용한다. MLT-3 신호체계는 3 레벨 (+V, 0, -V) 의신호를사용하고다음과같은 3개의신호변환규칙을사용한다. 1. 다음비트가 0이면신호가변하지않음 2. 다음비트가 1이고현재신호레벨이 0이아니면다음신호레벨은 0 으로변환 3. 다음비트가 1이고현재신호레벨이 0이면다음신호레벨은이전의마지막 0이아닌신호레벨의반대로변환 < 그림 5.5> 는 NRZI 신호체계와 MLT-3 신호체계를비교하여보여주고있다. 132

7 NRZI 신호와마찬가지로 MLT-3 신호체계도 0비트에대해서는신호레벨이변경되지않는다. 1의비트의연속에대해 MLT-3 신호는신호를변환하되 NRZI 신호체계에비해절반만변환함으로알수있다. NRZI는한번의신호변환주기 (+V, -V) 로 2비트를표현할수있는데비해 MLT-3는한번의신호변환주기 (-V, 0, +V, 0) 로최대 4비트를표현함을알수있다. 즉, MLT-3는 NRZI에비해최대대역폭요구가 50% 감소함을알수있다. MLT-3 신호체계도 NRZI와마찬가지로 0 비트의연속에대해동기문제가존재하는비자가- 동기신호체계이다. 따라서 MLT-3 신호체계를사용하는 100Base-TX 역시 4B/5B 블록코딩과함께사용된다. 100Base-FX와 100Base-TX의유사점은 4B/5B 블록코딩을사용한다는점이고이것이 100Base-X 명칭을공유하는이유이기도하다. < 그림 5.5> MLT-3 신호체계 5.2 기가비트이더넷 (Gigabit Ethernet) IEEE 802.3z 소위원회에의해 1998년에표준화된기가비트이더넷 (Gigabit Ethernet) 은다음과같은특징을가진다. 1000Mbps 전송속도지원 기존 10Mbps 이더넷및 100Mbps 이더넷과호환성유지 기존이더넷과동일한주소체계사용 133

8 동일한프레임포맷사용 동일한 CSMA/CD 기법적용 캐리어확장 (Carrier Extension) 과프레임버스팅 (Frame Bursting) 지원 UTP와광케이블상에서동작 자동협상 (Autonegotiation) 지원 기가비트이더넷유형 기가비트이더넷은동일한매체접근제어 (MAC) 기법기반의데이터링크프로토콜을사용하나물리계층은 < 그림 5.6> 과같이서로다른물리매체 ( 단파장광케이블, 장파장광케이블, STP, UTP5) 기반의서로다른유형의프로토콜을지원한다. MAC (Carrier Extension, Frame Bursting) 1000Base-SX 1000Base-LX 1000Base-CX 1000Base-T Fiber Short-wave Fiber Long-wave STP UTP5 < 그림 5.6> 기가비트이더넷의계층구조 서로다른물리매체를사용하는기가비트이더넷유형의특징은 < 표 5.3> 과같이정리될수있다. 1000Base-SX 기바비트이더넷은 850 나노미터 (nm) 134

9 길이의단파장 (short wavelength) 의광파를지원하는 2개의멀티모드광케이블 (MMF) 을사용하여최대 550M 길이 ( 코어직경이 50um인경우 ) 를지원한다. 1000Base-LX 기가비트이더넷은 1300 나노미터 (nm) 길이의장파장 (long wavelength) 의광파를지원하는 2개의멀티모드광케이블 (MMF) 또는싱글모드광케이블 (SMF) 를사용한다. 코어직경이 10um인싱글모드광케이블을사용할경우 100Base-LX는 5Km 길이를지원한다. 1000Base-CX 기가비트이더넷은 2개의 STP(Shielded Twisted Pair) 를사용하여최대 25M 길이를지원한다. < 표 5.3> 기가비트이더넷의유형별특징 1000Base-SX, 1000Base-LX, 1000Base-CX 기가비트이더넷은모두고속의데이터전송율을확보하기위해보다낮은대역폭의간편한신호체계인 NRZ(Non-Return to Zero) 신호체계를사용하고, NRZ의동기문제를해결하기위해 4B/5B와유사한 8B/10B 블록코드기법을사용한다. 8B/10B 블록코드는 8 비트의데이터블록을 10 비트의코드로변환하여 NRZ 신호체계에서동기문제를유발하는 0 비트와 1 비트가연속적으로발생하는것을방지한다. 즉, 10 비트코드 1024개중에 8 비트데이터블록에대응되는 256개를제외한나머지는오류검사등의제어코드로사용될수있다. 1000Base-T 기가비트이더넷은 4개의 UTP5 케이블을사용하고최대 100M 길이를지원한다. 1000Base-T는 4D-PAM5 신호체계를사용한다. 4D- 135

10 PAM5(Four-Dimensional Five-level Pulse Amplitude Modulation) 에서 4D는데이터가 4개의케이블을사용하여동시에전송된다는것을의미한다. PAM5는 5개의신호레벨 (+2, +1, 0, -1, -2) 을사용하여각신호가 2 비트를표현하게한다. 5개의신호레벨중에 2비트의데이터를표현하는신호레벨을제외한나머지는오류제어등의제어용으로사용된다. 4D-PAM5는 < 그림 5.7> 과같이 5개의신호레벨로표현되는신호 4개를 4개의 UTP4 케이블을사용하여동시에전송한다. UTP5 케이블을통해전송되는하나의신호는 2비트를전달하므로각 UTP5는 125MHz 대역폭으로 250Mbps의전송속도를지원할수있다. 따라서 4개의 UTP5 케이블을동시에사용하는 1000Base-T는 1Gbps의전송속도를지원한다. 1Gbps Mbps UTP Mbps UTP Mbps UTP Mbps UTP5 4 < 그림 5.7> 4D-PAM5 신호체계 기가비트이더넷의 MAC 기가비트이더넷은고속이더넷과마찬가지로완전양방향 (full-duplex) 통신과교대양방향 (half-duplex) 통신을지원한다. 완전양방향통신에서는모든컴퓨터를송신과수신케이블을분리하여스위치에연결하고스위치는프레임을완 136

11 전히수신하여버퍼에저장한다음송신하므로충돌이발생하지않는다. 따라서완전양방향통신은 CSMA/CD를필요로하지않고결과적으로케이블의최대길이는충돌탐지를위한제약과는무관하다. 양방향통신이더넷의케이블길이는단지신호도달거리에의해결정된다. 교대양방향통신은스위치대신허브를사용하므로충돌이발생할수있다. 기가비트이더넷도충돌발생상황에서매체접근제어를위해 CSMA/CD를사용한다. CSMA/CD에서케이블최대길이는프레임의최소길이와연계된다음과같은제약을가진다. 프레임길이 / 전송속도 > 2 * 케이블길이 / 신호전달속도 (1) (1) 의관계를만족시키기위해 10Mbps 표준이더넷의최대케이블길이는 2.5Km로제한되었다. 표준이더넷에비해전송속도가 100배빨라진기가비트이더넷에서프레임최소길이를유지한채 (1) 의관계를만족시키기위해서는케이블길이를 100배줄여 25M이내로만들어야할것이다. 하지만최대길이가 25M인이더넷은현실적으로적용되기가어렵다. 따라서교대양방향기가비트이더넷에서어느정도의케이블길이를유지하기위해프레임최소길이를확장하는방안을채택하였다. 캐리어확장 (Carrier Extension) : < 그림 5.8> 은기가비트이더넷의캐리어확장을통한최소프레임길이확장방안을설명한다. < 그림 5.8> 캐리어확장을통한최소프레임길이확장 기가비트이더넷은 64 바이트인기존의프레임최소길이를 512 바이트로 8 배 137

12 확장함으로써케이블최대길이가 200M가되도록보장한다. 만약송신하고자하는프레임의길이가 512 바이트보다작은경우임의의바이트를채워 (padding) 512 바이트프레임으로만든다음송신한다. 이와같이프레임을확장하는기법을캐리어확장 (Carrier Extension) 이라한다. 프레임버스팅 (Frame Bursting) : 캐리어확장기법은작은크기의프레임을연속적으로전송해야하는경우각프레임이불필요한데이터를포함해야하므로매우비효율적이다. 이런경우의비효율문제를개선하기위해 < 그림 5.9> 와같은프레임버스팅 (Frame Bursting) 기법이도입되었다. < 그림 5.9> 프레임버스팅기법 프레임버스팅은송신할프레임이연속적으로존재하는경우최대 8192 바이트까지다수의프레임을하나의버스트프레임 (burst frame) 으로전송할수있게하는기법이다. 버스트프레임에서첫번째프레임에대해서만충돌탐지를위한캐리어확장을적용하고, 일단첫프레임을성공적으로전송하면나머지프레임들은하나의프레임들은캐리어확장없이그대로전송한다. 다만프레임과프레임을구분하는데필요한 96 비트 IFG(Inter-Frame Gab) 정보만각프레임뒤에추가한다. 프레임버스팅기법은이더넷의다른스테이션들에게마치하나의큰프레임을전송하는것처럼보이게만들어주는기법이다 기가비트이더넷 (10Gigabit Ethernet) IEEE 802.3ae 소위원회에의해 2002년표준화된 10기가비트이더넷은다음과같은특징을가진다. 10,000Mbps 전송속도지원 완전양방향 (full-duplex) 통신방식만지원 138

13 광케이블만지원 기존이더넷과호환성유지 10기가비트이더넷은단파장 (850 nm), 장파장 (1310 nm), 그리고초장파장 (1550 nm) 의광파를직렬 (serial) 또는파장분할다중화 (WDM Wavelength Division Multiplexing) 방식으로사용하는멀티모드 (MM) 와싱글모드 (SM) 의광케이블기반의다양한유형의물리계층프로토콜을지원한다. < 표 5.4> 는 10기가비트이더넷의유형별특징을요약하여보여준다. 10기가비트이더넷의종류를나타내는인터페이스이름에서 S, L, E는각각단파장, 장파장, 초장파장을나타내고 X, R, W는각각직렬 LAN, 직렬 WAN, WDM LAN(4는 4개의파장을나타냄 ) 을각각나타낸다. < 표 5.4> 10 기가비트이더넷의유형별특징 5.4 STP(Spanning Tree Protocol) 순환경로 (Loop Path) 문제 이더넷은스위치연결을통해충돌도메인의확장없이확장될수있다. STP는브리지 (Bridge) 를통한이더넷확장시에발생할수있는순환경로 (loop path) 문제를해결하기위해개발되었다. 스위치를통한이더넷확장시에도순환경 139

14 로에의한문제는동일하게일어나므로스위치도브리지의 STP를그대로지원한다. 브리지대신스위치를사용하는현재에도 STP는브리지용어를변경없이사용한다. 순환경로 (loop path) 는특정스위치에서출발한프레임이다른스위치를거쳐다시출발지스위치로되돌아올수있는경로이다. 즉, 스위치와스위치를연결하는경로가중복적으로존재하여순환경로를형성하는것이다. < 그림 5.10> 은간단한순환경로의예를보여준다. < 그림 5.10> 의 B1 스위치의 1번포트를출발한방송프레임 (broadcast frame) 은 B2의 1번포트에도착하고, B2 스위치는수신한방송프레임을자신의 2번포트를통해송신하여결국 B1 스위치의 2번포트로되돌아오게된다. < 그림 5.10> 순환경로 (loop path) 예제 스위치를통해확장된이더넷에서순환경로는방송폭풍 (Broadcast Strom) 문제, 프레임중복수신, 그리고불완전주소테이블문제를야기한다. < 그림 5.10> 의 A가방송프레임을송신하면 B1 스위치와 B2 스위치는자신의 2번포트를통해프레임을송신하게되고, 이들은다시 B1 스위치와 B2 스위치에의해수신되어각스위치의 1번포트를통해송신되고이들은다시다른스위치에도착하여반복송신되게된다. 이와같이순환경로가존재하는경우방송프레임은순환경로상에서재생되어끊임없이반복송신됨으로써망의전송능 140

15 력의대부분이방송프레임처리에사용되어망이제대로동작하지못하도록만든다. 이와같은현상을방송폭풍문제 (Broadcast Strom Problem) 라한다. < 그림 5.10> 에서 A가 B에게 A B 유니캐스트프레임 (unicast frame) 을송신하는경우를가정해보자. A B 프레임은 LAN 세그먼트1을통해스위치1의 1 번포트와스위치2의 1번포트에도착한다. 이때스위치1과스위치2의주소테이블 ( 또는스위치테이블 ) 에는 A가 1번포트에연결되어있음을기록하게될것이다. 그리고 A B 프레임은각스위치의 2번포트를통해세그먼트2로전송되므로동일한프레임이중복되어 B에게전달되는문제가발생한다. 스위치1 과스위치2에의해세그먼트2로전송되는 A B 프레임은 B뿐만아니라각각스위치2와스위치1의 2번포트에수신된다. 따라서스위치2와스위치1은다시 A가 2번포트에연결되어있음을기록하게되어주소테이블을불완전하게만들게된다 STP 의기본개념 STP는스패닝트리알고리즘 (Spanning Tree Algorithm) 을적용하여스위치로확장된망상에존재하는순환경로를자동으로탐지하고해제함으로써순환경로문제를해결한다. 스패닝트리알고리즘은확장된망상에존재하는중복경로중에가장좋은경로를제외한나머지모든경로를비활성상태로만듦으로써스위치와스위치를연결하는경로가하나만존재하는트리구조의망을만드는알고리즘이다. 중복경로의비활성화는포트막기 (port blocking) 를통해수행된다. < 그림 5.11> 포트막기 (Port Blocking) 을통한순환경로해제 141

16 < 그림 5.11> 에서브리지 ( 또는스위치 ) B2의 2번포트를비활성화하여데이터송신과수신을막음으로써프레임의순환경로를해제한다. 막힌포트는데이터프레임의송신과수신기능을비활성화하는것일뿐실제로포트의모든기능을정지시키는것은아니다. 막힌포트를통해브리지는 STP의 BPDU(Bridge Protocol Data Unit) 제어정보를송. 수신할수있다. 그리고향후다른포트에문제가발생하여정상적인경로를사용할수없는경우막힌포트를다시활성화함으로써새로운경로를설정할수있다. < 그림 5.12> 브리지 ID 의구조 < 그림 5.13> 루트브리지 스패닝트리알고리즘을적용하기위해확장된망상의모든브리지 ( 또는스위 142

17 치 ) 를대상으로트리구조의루트 (root) 노드가될루트브리지 (Root Bridge) 를선정하여야한다. 루트브리지는브리지 ID(Bridge IDentifier) 가가장작은브리지로선정된다. 확장된망상의모든브리지는 < 그림 5.12> 와같은구조의고유한브리지 ID를가진다. 브리지 ID는 6 바이트 MAC 주소에 2 바이트크기의브리지우선순위값을더하여설정된다. 브리지우선순위의기본값 (default value) 는 32768이고, 관리자가특정브리지를루트브리지로만들어야할필요가있는등의경우특정값을설정할수있다. < 그림 5.13> 과같이 5 개의브리지 ( 스위치 ) 로구성된확장된망의경우브리지 ID가가장작은 B5가루트브리지로선정된다. 루트브리지가선정되고나면비활성화될중복경로를선정하기위해루트브리지로부터각스위치로의모든경로에대한루트경로비용 (Root Path Cost) 를계산한다. 루트브리지로부터특정스위치로의중복경로중에루트경로비용이가장작은경로를제외한모든경로는비활성화대상경로가되고, 해당브리지의포트중에비활성화대상경로에포함된포트를막음으로써중복경로를비활성화한다. 특정 LAN 세그먼트 ( 링크 ) 에연결된브리지가 2개이상일경우루트경로비용이가장작은브리지에연결된포트를제외한모든포트를막음으로써하나의 LAN 세그먼트에데이터를송신하고수신하는스위치가하나만존재하게만든다. < 표 5.5> IEEE 표준링크비용 루트경로비용은루트브리지와특정브리지간에존재하는모든링크비용의합으로계산된다. 여기서링크는브리지와브리지를연결하는데이터링크를의 143

18 미한다. IEEE에의해정의된대역폭에따른표준링크비용은 < 표 5.5> 와같다. 특정브리지의루트경로비용은포트단위로계산되고특정포트의루트경로비용은해당포트에연결된브리지의루트경로비용에해당포트의링크비용을더하여계산된다. 브리지의모든포트의루트경로비용중에가장작은비용이해당브리지의루트경로비용이된다. 브리지들이 < 그림 5.14> 와같은링크로연결된경우브리지 B1로부터루트브리지 B5까지루트경로비용은브리지 B2의루트경로비용 19에브리지 B1의포트비용 4를더한 23이된다. 여기서 Fa는 100Mbps 고속이더넷, Gb는 1Gbps 기가비트이더넷링크를나타낸다. < 그림 5.14> 루트경로비용 BPDU(Bridge Protocol Data Unit) 브리지또는스위치는매 2초마다 BPDU를교환함으로써 STP를수행한다. BPDU는 < 표 5.6> 과같은필드를가진다. 프로토콜 ID(Protocol ID) : 현재사용되지않으며항상 0으로설정된다. 버전 : STP 버전을표시한다. 유형 (Type) : BPDU의유형을표시한다. 현재 BPDU는구성 144

19 BPDU(Configuration BPDU) 와토폴로지변경통지 BPDU(Topology Change Notification BPDU) 2가지유형을지원한다. 표시기 (Flag) : STP는 0번비트 (LSB) 와 7번비트 (MSB) 만사용하고각각토폴로지변경 (TC) 과토폴로지변경확인 (TC Acknowledgement) 를표시한다. < 표 5.6> BPDU 포맷 루트 BID(Root Bridge ID) : 루트브리지의 ID를표시한다. 루트경로비용 : BPDU를송신한브리지의루트브리지까지의누적적인경로비용을표시한다. 송신자 BID : BPDU를송신한브리지의 ID를표시한다. 포트 ID : BPDU를송신한브리지의포트 ID를표시한다. 메시지수명 (Message Age) : 루트브리지에의해생성된 BPDU의수명을표시한다. 최대수명 (Max Age) : 브리지가 BPDU 정보를유지하는최대수명시간을표시한다. 기본값은 20초이다. 헬로시간 (Hello Time) : 연속한 BPDU를송신하는시간간격을표시한다. 기본값은 2초이다. 145

20 진행지연시간 (Forward Delay) : 듣기 (listening) 및학습 (learning) 상태에서기다리는시간을표시한다. 기본값은 15초이다. BPDU는루트브리지에의해매 2초마다생성되어이웃브리지로송신된다. BPDU를수신한브리지는다음과같은갱신작업을수행한후갱신된 BPDU를이웃브리지에게다시전달한다. 루트경로비용 (Root Path Cost) 갱신 : BPDU에포함된루트경로비용에 BPDU를수신한포트의비용을더한값으로갱신하여루트경로비용필드에저장한다. 루트브리지에의해생성된 BPDU의초기루트경로비용은 0이다. 송신자 BID 갱신 : BPDU에포함된송신자 BID를자신의 BID로갱신한다. 포트 ID 갱신 : BPDU에포함된포트 ID를 BPDU를송신하는포트의 ID로갱신한다 STP 동작절차 STP는 BPDU 교환을통해 < 그림 5.15> 와같은루트브리지선정 (Root Bridge Election), 루트포트선정 (Root Port Election), 지정포트선정 (Designated Port Election), 그리고포트막기 (Port Blocking) 단계를거쳐수행된다. < 그림 5.15> STP 동작절차 146

21 루트브리지선정 (Root Bridge Election) : 루트브리지는브리지 ID가가장작은브리지이다. 루트브리지선정절차는다음과같다. 1. 모든브리지는초기화후자신의브리지 ID를루트 BID로설정한 BPDU를매 2초마다이웃브리지에게송신한다. 2. 특정브리지는자신의 BID 보다작은루트 BID를가진 BPDU를수신하면자신의 BID를루트 BID로사용하는 BPDU 생성을중지하고수신된 BPDU의관련필드 ( 루트경로비용, 송신자 BID, 포트 ID) 를적절하게갱신한다음이웃브리지에게전달한다. 3. 궁극적으로자신의 BID를루트 BID로사용하는 BPDU를계속생성하는브리지가루트브리지로선정된다. 루트포트선정 (Root Port Election) : 루트포트는특정브리지 ( 스위치 ) 의포트중에루트경로비용이가장작은포트이다. 루트브리지가아닌모든브리지는하나의루트포트를선정한다. 루트포트선정과정은다음과같다. 1. 수신된 BPDU의루트경로비용에수신포트의링크비용을더하여포트의루트경로비용을계산한다. 2. 루트경로비용이가장작은포트를루트포트로선정한다. 3. 루트경로비용이동일한경우송신자 BID가가장작은 BPDU를수신한포트를루트포트로선정한다. 4. 송신자 BID까지같은포트 ID가가장작은 BPDU를수신한포트를루트포트로선정한다. < 그림 5.16> 과 < 그림 5.17> 은 BPDU 수신후포트의루트경로비용계산과정의일부를보여준다. < 그림 5.16> 에서루트브리지는루트경로비용이 0인 BPDU를자신의이웃라우터들 (B2, B3, B4) 에게전달한다. B2, B3, B4 브리지는모두루트브리지와링크비용이 19인고속이더넷 (Fa) 으로연결되어있으므로 BPDU를수신한 B2, B3, B4의포트의루트경로비용은 19(0+19) 로계산된다. < 그림 5.17> 은루트브리지로부터 BPDU를수신한 B4 브리지가루트경로비용을 19로갱신한 BPDU를자신의이웃브리지 (B2, B3) 에게송신한경우이다. B4로부터 BPDU를수신한 B2 브리지는기가비트이더넷에연결된자신의포트링크비용 (4) 를더하여해당포트의루트경로비용 (23) 을계산한다. B4 브리지와링크비용이 19인고속이더넷 (Fa) 으로연결된 B3 브리지도동일 147

22 한방법으로포트 3 의루트경로비용 ( = 38) 을계산한다. < 그림 5.16> 루트경로비용계산 (1) < 그림 5.17> 루트경로비용계산 (2) 이와같은과정을거쳐모든스위치의모든포트의루트경로비용을구할수있고그결과는 < 그림 5.18> 과같다. < 그림 5.18> 의 B4 브리지의경우 3번포 148

23 트가루트경로비용이가장작으므로루트포트가되고 B3 브리지는 4번포트, 그리고 B2 브리지는 3번포트가루트포트로선정된다. 그러나 B1 브리지의경우 1번포트와 2번포트의루트경로비용이 23으로동일하다. 이경우각포트로 BPDU를송신한브리지 (B2, B3) 의브리지 ID를비교하여루트포트를선정한다. 여기서 B2의브리지 ID가 B3의브리지 ID 보다작으므로 B1의 1번포트가루트포트로선정됨을알수있다. < 그림 5.18> 루트포트선정 지정포트선정 (Designated Port Election) : 지정포트는브리지로확장된망의특정 LAN 세그먼트 ( 링크 ) 로부터루트브리지까지루트경로비용이가장작은브리지의포트이다. 특정세그먼트에연결된브리지가둘이상일경우지정포트를가진브리지는지정브리지 (Designated Bridge) 가된다. 지정포트선정과정은다음과같다. 특정포트로 BPDU를송신하는브리지는해당포트를통해수신되는 BPDU의루트경로비용과자신의루트경로비용을비교한다. 비교결과자신의루트경로비용이가장작으면자신의해당포트를지정포트로선정한다. 루트경로비용이동일한경우송신자 BID를비교하여자신의 BID가가장작으면자신의해당포트를지정포트로선정한다. 149

24 송신자 BID까지같은경우포트 ID가가장작은포트를지정포트로선정한다. < 그림 5.19> 는이미선정된루트포트에추가적으로지정포트를선정한결과를보여준다. B1-B2 세그먼트의경우 B2의루트경로비용이 19(B2의루트포트의경로비용 ) 이고, B1의루트경로비용이 23이므로 B2의 1번포트가지정포트로선정된다. 유사한방법으로 B1-B3 세그먼트의경우 B3의 1번포트, 그리고루트브리지인 B5의경우자신의루트경로비용이 0이므로모든포트가지정포트로선정된다. B2-B3, B2-B4, B3-B4 세그먼트의경우와같이연결된브리지의루트경로비용이동일한경우브리지 ID를비교하여각각 B2 의 2번포트, B4의 1번포트, B4의 2번포트가지정포트로선정된다. < 그림 5.19> 지정포트선정 포트막기 (Port Blocking) : 각브리지또는스위치에대한루트포트와지정포트선정이완료되면포트막기 (port blocking) 를수행한다. 포트막기대상포트는루트포트와지정포트로선정되지않은모든포트이다. 막힌포트는데이터프레임의송신과수신기능이비활성화되는반면 BPDU의송신과수신기능은그대로유지된다. 따라서막힌포트를통한데이터프레임의전송은금지되지만 BPDU는자유롭게교환함으로써향후상태변화에따른막힌포트의활성화 150

25 등을수행할수있게한다. < 그림 5.20> 은 < 그림 5.19> 와같이루트포트와지정포트가선정되었을때각브리지의포트중에 X 표시가된포트들은막힌상태로변환시킴으로써결과적으로브리지들을연결하는경로가하나만존재하는트리구조의망이구성되었음을보여준다. < 그림 5.20> 포트막기 (port blocking) 포트상태변환 STP가적용되는확장망에서브리지또는스위치의포트는 < 그림 5.21> 과같은상태변환과정을거친다. 일단브리지가초기화 (initialization) 되면 BPDU만송. 수신할수있는막힌상태 (Blocking State) 로변환된다. 각포트는막힌상태에서 BPDU 교환을통해루트포트와지정포트선정과정에참여한다. 특정포트가루트포트또는지정포트로선정되면해당포트의상태는듣기상태 (Listening State) 로변환된다. 듣기상태의포트는루트포트와지정포트선정과정이충분히진행되어자신이막힌상태로되돌아가지않는다는것을확인하기위해일정한진행지연시간 (Forward Delay) 동안기다린다. 듣기상태에서기다리는시간이너무작으면막힌상태로되돌아가야할포트가활성화되어순환경로를만들수있고, 기다리는시간이너무크면포트활성화지연시간이너무커지는문제가발생한다. 듣기상태의진행지연시간의기본값 151

26 (default) 은 15 초이다. < 그림 5.21> 포트상태변환과정 듣기상태에서 15초간기다리는동안루트포트또는지정포트선정이취소되어막힌상태로되돌아가지않으면해당포트는학습상태 (Learning State) 로변환된다. 학습상태의포트는자가학습 (self-learning) 을통해주소테이블또는스위치테이블에엔트리를추가한다. 주소테이블에충분한엔트리추가를보장하기위해포트는학습상태에서일정한진행지연시간 (Forward Delay) 을기다린후전달상태 (Forwarding State) 로변환한다. 학습상태의진행지연시간의기본값은 15초이다. 특정포트가전달상태로변환되면완전히활성화된것으로서비로소데이터프레임을송신하고수신할수있게된다 토폴로지변경및통지 STP가적용되는확장망의토폴로지 (topology, 형상 ) 가변경되는경우는링크고장, 브리지 ( 또는스위치 ) 고장, 브리지추가, 브리지우선순위변경등이발생하는경우이다. 토폴로지의변경요인이발생하면이웃브리지는루트포트와지정포트를재선정한후토폴로지변경사실을다른브리지들에게통지하여주소테이블을수정할수있게한다. STP는 BPDU 정보의유효시간인최대수명시간 (Max Age, 기본값 20초 ) 동안새로운 BPDU가수신되지않으면해 152

27 당포트에연결된링크또는브리지에고장이발생하여토폴로지변경요인이생긴것으로인지한다. 토폴로지변경요인을인지한브리지는자신의루트포트와지정포트를재선정하고토폴로지변경통지 (TCN-Topology Change Notification) BPDU를루트브리지로전송한다. < 그림 5.22> 토폴로지변경예 : 링크고장 < 그림 5.23> 막힌포트활성화를통한토폴로지변경에걸리는시간 루트브리지가 B1이고 B4의 3번포트가막힌상태에있는 < 그림 5.22> 와같은토폴로지의망에서 B2-B1간의링크에고장이발생한경우를가정해보자. B4는 B2로부터루트브리지 B1이송신하는 BPDU를더이상수신할수없을것이다. B4는최대수명 20초동안 BPDU를수신하지못하면 B2를경유한루트브리지로의경로에고장이발생하였음을인지한다. 그리고 B4는자신의 3번 153

28 포트를루트포트로설정하고활성화작업을수행할것이다. 막힌상태에있는 B4의 3번포트는듣기상태 (15초), 학습상태 (15초) 를거쳐전달상태로변환됨으로써활성화작업이완료된다. 따라서 < 그림 5.23> 에서보는바와같이 STP가막힌포트를활성화하여망의토폴로지를변경하는데걸리는시간은적어도 50초이상이됨을알수있다. 주목할점은 B4의 3번포트가활성화된다는것이곧 A와 B간의통신이정상화된다는것은아니라는사실이다. A와 B가정상적으로통신하기위해서는 B4뿐만아니라 B3의주소테이블 ( 또는스위치테이블 ) 이변경된토폴로지를반영하여적절하게갱신되어야한다. B3는 A가변경된토폴로지를통해새로운프레임을자신에게다시보낼때까지 A가목적지주소로설정된프레임을자신의 2 번포트로교환하도록기존주소테이블을여전히유지할것이다. 따라서최악의경우 B3 주소테이블의수명시간 ( 기본값 300초 ) 동안 A와 B간의통신불능상태가지속될수있을것이다. 이런문제를해결하기위해 STP는토폴로지변경통지 (TCN-Topology Change Notification) 유형의 BPDU를정의한다. STP의토폴로지변경통보는토폴로지변경보고단계와토폴로지변경방송단계를거쳐실현된다. 토폴로지변경보고는 < 그림 5.24> 와같이토폴로지변경을수행한브리지가루트브리지에게 TCN BPDU를전송함으로써이루어진다. < 그림 5.24> 에서토폴로지를변경시킨브리지 B는자신의루트포트를통해 TCN BPDU를송신한다. TCN BPDU는상호연결된세그먼트의지정브리지에의해수신되고, TCN BPDU를수신한지정브리지는표시기 (flag) 필드의 TCA(Topology Change Acknowledgement) 비트가 1로설정된 TCA BPDU를송신브리지에게전송하여 TCN BPDU의수신을확인한후, 자신의루트포트를통해 TCN BPDU를다시송신한다. TCA BPDU를수신한브리지는 TCN BPDU 송신을중단한다. TCN BPDU를수신한루트브리지는정상적인 BPDU를송신하는대신 < 그림 5.25> 와같이표시기의 TC 비트가 1로설정된 TC BPDU를송신하여 TC BPDU를수신한모든브리지가토폴로지변경사실을인지할수있게한다. TC BPDU를수신한브리지는자신의주소테이블수명시간 (aging time) 을진행지연시간 (Forward Delay, 기본값-15초 ) 으로축소함으로써주소테이블이 154

29 토폴로지변경에맞게적절하게갱신될수있도록한다. 루트브리지는 TC BPDU를최대수명 (Max Age) 시간과진행지연시간 (Forward Delay) 을더한시간동안송신한다. < 그림 5.24> STP 토폴로지변경보고 < 그림 5.25> STP 토폴로지변경방송 5.5 RSTP(Rapid Spanning Tree Protocol) STP 는토폴로지변경이전체망으로융합 (convergence) 되는데비교적큰시 155

30 간이걸리는문제점을안고있다. STP의융합지연시간은인터넷전화, IPTV 등실시간응용서비스제공에큰문제를초래할수있다. RSTP는 STP의융합지연시간을축소하기위해개발되었다 STP 의문제점과 RSTP 의개선방향 토폴로지변경이융합되는데걸리는시간인융합지연시간 (Convergence Delay) 를키우는 STP의문제점은다음과같이요약될수있다. 느린토폴로지변경탐지 (Slow Detection of Topology Change) : STP 가토폴로지변경을탐지하는데걸리는시간은최대수명 (Max Age, 기본값- 20초 ) 시간이다. 느린포트상태변환 (Slow Transition of Port State) : STP는타이머기반의상태변환을지원하고막힌포트 (Blocked Port) 가활성화되기위해듣기상태 (Listening State) 와학습상태 (Learning State) 에서각각진행지연시간 (Forward Delay, 기본값-20초 ) 만큼의지연시간이소요된다. 느린토폴로지변경통지 (Slow Notification of Topology Change) 토폴로지변경사실이먼저 TCN BPDU를통해루트브리지에게보고되고루트브리지가송신한 TC BPDU를수신할때비로소토폴로지변경사실이다른브리지에게통지된다. 느린주소테이블비우기 (Slow Address Table Flushing) : TC BPDU 를수신한브리지는주소테이블수명시간 (Aging Time) 을진행지연시간 (Forward Delay, 기본값 15초 ) 으로설정한다. 따라서주소테이블을비우는데진행지연시간만큼소요된다. STP의문제점을개선하기위해 RSTP는다음과같이설계되었다. 빠른토폴로지변경탐지 : RSTP는 BPDU의수신을 3번연속실패하면이웃브리지의고장으로인식한다. 그리고브리지에연결된물리적인링크의고장은즉시인식한다. 새로운루트포트와지정포트의빠른선정 : 루트포트에대한대체포트 (Alternate Port) 와지정포트에대한백업포트 (Backup Port) 를미리선정하고문제발생시즉시대체포트와백업포트를사용할수 156

31 있게한다. 빠른포트상태변환 : STP는타이머기반의상태변환으로상태변환이상대적으로느린반면 RSTP는협상기반의상태변환을통해포트의상태가빨리변환되어포트활성화에걸리는시간을단축시킨다. 빠른토폴로지변경통지 : 토폴로지변경을탐지한브리지가직접 TC BPDU를방송함으로써루트브리지를경유하는 STP에비해빠른토폴로지변경통지를실현한다. 빠른주소테이블비우기 : 토폴로지변경을탐지한브리지와 TC BPDU를수신한브리지는즉시관련포트에대한주소테이블을비움으로써토폴로지변경이주소테이블에반영되는시간을단축시킨다 RSTP 의협상기반토폴로지변경융합 STP를사용하는 < 그림 5.26> 과같은토폴로지의망에서루트브리지 R과브리지 A간에새로운링크가추가되는경우를가정해보자. 새로운링크에연결된 P1과 P2 포트는초기화되고막힌상태 (Blocked State) 를거쳐듣기상태 (Listening State) 로변환되어루트브리지로부터의 BPDU 송신과수신에참여할것이다. 브리지 A는루트브리지 R로부터수신한더좋은 BPDU를브리지 B와브리지 C에게전송하고브리지 C는다시브리지 D에게 BPDU를전송한다. 여기서브리지 D는브리지 C로부터수신한 BPDU 보다더좋은 BPDU를다른브리지를통해수신하는것으로가정하고, 브리지 C의루트경로비용은브리지 D의루트경로비용보다작은것으로가정하자. 그러면브리지 D의포트 p3는루트포트도아니고지정포트도아니기때문에막힌상태 (Blocked State) 가되어데이터프레임을전송할수없는상태가될것이다. 이경우포트 p1과 p2는아직전달상태 (Forwarding State) 로변환되지않았기때문에데이터프레임을전달할수없고 p3도막힌상태로변환되어데이터프레임을전달할수없으므로브리지 A, 브리지 B, 브리지 C에연결된컴퓨터로의데이터프레임전달이차단되는문제가발생한다. 브리지 A, 브리지 B, 브리지 C의통신불능상태는 p1, p2 포트가듣기상태의타이머 ( 기본값 15초 ) 와학습상태의타이머 ( 기본값 15초 ) 가종료되어전달상태로변환되는 30초동안지속된다. 이와같이 STP는타이머기반의포트상태변환을지원하므로토폴로지변경이전체망으로융합되는데걸리는시간이길어지는문제점을초래한다. 157

32 < 그림 5.26> STP 의타이머기반융합의문제점 RSTP는 < 그림 5.27> 과같이정의되는 BPDU의표시기 (flag) 필드의제안비트 (Proposal bit) 와동의비트 (Agreement bit) 가각각 1로설정된제안 BPDU(Proposal BPDU) 와동의 BPDU(Agreement BPDU) 를교환하여포트의상태변환을협상함으로써포트의상태가즉시전달상태로변환될수있게한다. < 그림 5.26> 의토폴로지변경이 RSTP의협상기반으로융합되는과정은 < 그림 5.28> 의 (a), (b), (c) 에서보는바와같이다음과같이설명할수있다. 1. 제안 (Proposal) : 루트브리지 R이새로운지정포트 p1을통해제안 BPDU(Proposal BPDU) 를브리지 A에게송신한다. 2. 지정포트막기 (Designated Port Blocking) : 브리지 A는 p2 포트가활성화될경우발생할수있는순환경로를예방하기위해먼저자신의지정포트들은막는다. 3. 동의 (Agreement) : 브리지 A는동의 BPDU(Agreement BPDU) 를루트브리지에게송신하고 p1 포트와 p2 포트를즉시전달상태로변환하여활성화시킨다. 4. 브리지 A와브리지 C간의링크에대해서 1-3의과정을동일하게수행하여브리지 C의지정포트를막고새로운루트포트를즉시활성화한다. 5. 브리지 C와브리지 D간의링크에대해서 1의과정을동일하게수행하 158

33 되브리지 D는동의하지않고자신의 p3 포트를막음으로써융합작업이종료된다. < 그림 5.27> RSTP 표시기 (flag) 필드의구성 (a) 브리지 R 과브리지 A 링크구간의활성화 159

34 (b) 브리지 A 과브리지 C 링크구간의활성화 (c) 브리지 C과브리지 D 링크구간의활성화 < 그림 5.28> RSTP의협상기반의토폴로지변경융합 앞에서설명한대로 RSTP는제안 BPDU와동의 BPDU의교환을통해포트활성화를즉시수행하기때문에타이머기반의포트상태변환을통한포트활성화에비해토폴로지변경이전체망으로융합되는데걸리는시간이훨씬줄어들수있음을알수있다. 160

35 5.6 VLAN(Virtual Local Area Network) 가상 LAN 의동작원리 스위치를통해확장되는 LAN은하나의방송도메인 (Broadcast Domain) 을가진다. 즉, 어떤컴퓨터가방송프레임을송신하면확장 LAN의모든컴퓨터들이해당방송프레임을수신한다. 가상 LAN (Virtual LAN) 은한개이상의스위치를통해확장된하나의방송도메인을여러개의도메인으로나누어각각이마치독립적인 LAN처럼동작하도록하는기법이다. 가상 LAN은인터넷상에서독립적인하부데이터통신망으로인식되므로가상 LAN과가상 LAN간의통신은망계층인 IP를통해이루어지고물리적으로라우터에서수행된다. VL1 : EF 11 Switch2 3 2 EF 10 Switch1 EF 1 3 EF D in VLAN2 B in VLAN1 A in VLAN1 C in VLAN1 < 그림 5.29> 다중스위치와가상 LAN 하나의 LAN 에서방송프레임교환으로통해수행할수있는많은서비스들이 161

36 존재할수있다. 예를들면, 같은 LAN에연결된공유컴퓨터를찾을때각컴퓨터가방송프레임에회신하게함으로써쉽게찾을수있다. 또한특정서버 ( 예를들면, DHCP 서버등 ) 를찾을경우에도방송프레임에대해해당서버가회신하게할수있을것이다. 따라서확장된전체 LAN을필요에따라작업그룹 (Work Group) 등의논리적인그룹단위의가상 LAN으로나누고각각을독립적인방송도메인으로동작하게하면, 해당작업그룹내의프레임이불필요하게다른작업그룹에연결된컴퓨터로전달되는것을방지하여전체데이터트래픽의양을줄일수있다. 가상 LAN으록구분되는작업그룹단위로데이터흐름을분리함으로써작업그룹간보안유지를보다용이하게할수있다. 가상 LAN간의통신은라우터에서수행되기때문에관리자는라우터상에서가상 LAN간의통신을모니터링하거나필터링할수있다. 그리고특정사용자가물리적으로다른스위치가존재하는공간으로이동하더라도물리적인회선의교환없이가상 LAN의포트교환을통해동일한가상 LAN 서비스를제공할수있으므로사용자이동성지원이용이하다. 가상 LAN은스위치의각포트또는컴퓨터의 LAN 주소단위로소프트웨어적으로구분된다. 즉, 스위치의제어소프트웨어를사용하여포트단위또는 LAN 주소단위로각컴퓨터를임의의가상 LAN에소속시킬수있다. < 그림 5.29> 는 2개의스위치에연결된 A, B, C 컴퓨터들이한개의 VLAN1으로연결된구조를보여주고있다. VLAN1의컴퓨터A가방송프레임 (EF) 을전송할경우다음과같은절차로해당방송프레임이전달된다. 여기서 VLAN은포트단위로설정되는것으로가정한다. 첫째, 방송프레임 EF가 1번포트를통해스위치1에도착하면, 스위치1은미리설정된정보를통해해당포트가 VLAN1에소속된것을알게된다. 둘째, 스위치1은미리설정된정보를통해 3번포트도 VLAN1에속한포트임을알고있으므로해당방송프레임을 3번포트로전달한다. 셋째, 10번포트는스위치에연결되어있고 10번포트에연결된스위치2에 VLAN1에속한컴퓨터가존재하므로, 스위치1은해당방송프레임 (EF) 을 10번포트로도전송해야한다. 이때해당프레임에 VLAN 식별자 (VLAN ID) 를첨가함으로써스위치2가확장된프레임 (VL1 : EF) 을 VLAN1에속한프레임임을구분할수있게한다. 162

37 넷째, 확장된프레임 (VL1 : EF) 을수신한스위치2는미리설정된정보를통해 2번포트가 VLAN1에소속된것임을알고있으므로, VLAN 식별자를제외한프레임 (EF) 를 2번포트를통해컴퓨터B에게전달한다 가상 LAN 의유형 가상 LAN은 < 표 5.7> 에서보는바와같이정적가상 LAN(Static VLAN) 과동적 VLAN(Dynamic VLAN) 으로나눌수있다. < 표 5.7> 가상 LAN 유형 유형정적가상 LAN (Static VLAN) 동적가상 LAN (Dynamic VLAN) 설명 망관리자가포트단위로 VLAN 설정 각포트는특정 VLAN과연계됨 망관리자가포트와 VLAN과의관계설정에대한책임을가짐 포트와 VLAN과의연계가자동으로이루이지고동적으로변경될수있음 MAC 주소를특정 VLAN으로지정하는데이터베이스를구성정보서버에유지 정적 LAN은현재주로사용되고있는방식으로서망관리자가스위치의포트단위로 VLAN을설정한다. 정적 VLAN을지원하는경우 < 그림 5.30> 와같이확장된망상의모든스위치의포트는특정 VLAN과연계되어야한다. VLAN은인터넷상에서독립적인하부망으로동작하므로서로다른 IP 주소 ( 서로다른망주소사용 ) 를사용하고디폴트라우터 (DG-Default Gateway) 주소도다르게설정됨을보여준다. 정적 VLAN에서포트와 VLAN의관계설정에대한책임은망관리자가가진다. 정적 VLAN은간단하여관리가용이한측면이있으나관리자가수작업으로포트와 VLAN과의관계를설정해야하므로사용자가이동할때마다관계를재설정해야하는어려움이있다. 동적 VLAN은포트대신 MAC 주소단위로 VLAN을설정한다. 관리자는 < 그림 5.31> 에서보는바와같이사용자컴퓨터의 MAC 주소를특정 VLAN으로 163

38 지정하는데이터베이스를구성정보서버 (VLAN Configuration Server) 에유지한다. < 그림 5.30> 정적 VLAN 설정예 < 그림 5.31> 동적 VLAN 설정예 동적 VLAN 환경에서새로운컴퓨터 (New Node) 가연결되면해당컴퓨터의 MAC 주소가어떤 VLAN에속하는지를 VLAN 구성정보데이터베이스를검색함으로써확인한다. 동적 VLAN을지원하는경우사용자가이동하더라도사용자컴퓨터가연결되는새로운포트를소속 VLAN으로변경할필요가없으므 164

39 로사용자이동성지원이용이하다. 그러나관리자는 MAC 주소단위의 VLAN 구성정보데이터베이스를유지해야하므로복잡도가증가하는단점이있다 가상 LAN 트렁킹 (VLAN Trunking) 가상 LAN 트렁킹은확장된망상의하나의링크를통해다수의 VLAN 트래픽을전달할수있게하는기술이다. < 그림 5.32> 와같이 2개의스위치가하나의링크로연결되고 3개의서로다른 VLAN에속한포트가양쪽스위치에모두존재할경우 VLAN 트렁킹을통해스위치와스위치간에 VLAN 트래픽을전달할수있다. < 그림 5.32> 가상 LAN 트렁킹 가상 LAN 트렁킹은 VLAN 태깅 (VLAN Tagging) 을통해실현된다. 스위치는포트에연결된컴퓨터로부터프레임을수신하면다른스위치로프레임을보내기전에 VLAN을구분할수있는식별자정보를포함하는태그 (tag) 정보를프레임헤더에추가한다. 태그정보는해당프레임의 VLAN 멤버쉽을지정한다. VLAN 프레임을수신한이웃스위치는프레임헤더로부터태그정보를제거하고목적지컴퓨터로전달한다. VLAN 태킹에대한표준은 IEEE 802.1Q에서정의한다. IEEE 802.1Q 표준태그정보는 < 그림 5.33> 와같다. VLAN 프레임은이더넷프레임의유형 ( 길이 ) 필드의값을 TPID(Tag Protocol ID, 0x8100) 로설정함으로써일반프레임과구분된다. VLAN 태깅을위해추가되는태그제어정보 (Tag Control Information) 는 3 비트의사용자우선순위필드, 정규포맷여부를표시하는 1비트의 CFI(Canonical Format Indicator) 필드, 그리고 12 비트의 VLAN ID 필드로구성된다. 사용자우선순위필드는 VLAN 프레임의 165

40 우선순위를 8 단계로구분하여표시할수있게한다. IEEE 802.1p에서정의한우선순위에대한표준은 < 표 5.8> 과같다. < 그림 5.33> IEEE 802.1Q VLAN 태그제어정보 < 표 5.8> IEEE 802.1p VLAN 트패픽우선순위 166

41 CFI는토큰링프레임을이더넷프레임으로캡슐화할때사용한다. VLAN ID 필드는해당프레임이어떤 VLAN에소속되는지를표시한다. IEEE 802.1Q 표준은 12 비트 VLAN ID 필드로총 4096개를지원한다. ETTH(Ethernet To The Home) 환경과같이이더넷이커버하는지역이넓고사용자수가많은경우 4096개의 VLAN이부족할수있다. IEEE는 VLAN ID를여러개중첩해서사용하는 VLAN 스태킹 (VLAN Stacking) 을통해이문제를해결할수있게한다. 167