计算机网络教程4版期末复习资料

1、计算机网络计算机网络教程教程 4 版期版期末复习资料末复习资料 1概述 （1）计算机网络计算机网络定义定义： 计算机网络是利用通信手段，把地理上分散的相互独立的自主计算机系统按照标准协议规范互联起来，以供用户充分自由地共享各种资源为目的而构成的系 统。 计算机网络计算机网络的特征（外部特征）的特征（外部特征）就是上述计算机网络定义中的三个核心概念，即自主计算机系统、互连和共享资源。内部特征内部特征：协议 互连则又是互连则又是这三个核心概念中的最重要的核心。 （2）计算机网络的组成： 根据网络拓朴结构进行朴结构进行分类分类：(l) 星型网；(2) 树形网；(3) 总线型网；(4) 环形网；(5)

2、 网状网；(6) 混合网等。 从网络的作用地理范围用地理范围进行分类进行分类： (l) 广域网 WAN(Wide Area Network)，作用范围通常为几十到几千公里。(2) 局域网 LAN(Local Area Network) ，地理 上则局限在较小的范围(如 l km 或几 km 左右)，一般是一幢楼房或一个单位内部。(3) 城域网或市域网 MAN(Metropolitan Area Network)，其作用范围在广 域网和局域网之间，例如作用范围是一个城市，其作用距离约为 550 km。（4）个域网。近年来出现多种以个人使用区域为范围的计算机网络类型，作用 距离在一般在 1-100

3、m。 网络协议主网络协议主要由三个要素素组成：语义、语法和规则。 语义：协议元素的定义。 语法：协议元素的结构与格式。 规则(时序)：协议事件执行顺序。 （3）体系结构（为何分层？层次结构，osi 七层，tcp 四五层） 上述各项功能的依赖关系，可用层次关系来描述。必须先实现的功能，被称作为下层功能，而依赖于其他功能实现自己才可实现的功能称作上层功能，也即 上层功能依赖下层功能，下层功能是为上层功能的实现而服务的。 如果上述功能，每个功能被称作一个层次，则整个网络就被划分为7 层功能。这就是计算机网络分层概念的由来。 要注意的是，所谓计算机网络的层次是个完全人为定义的用于描述网络功能的抽象概念

4、，没有任何物理意义。 为何分层为何分层 网络分层的目的在于把各种特定的功能分离开来，并使其实现对其他层次来说是透明的，即不可见的。 这种分层结构使各个层次的设计和测试相对独立。比如说，数据链路层和物理层分别实现不同的功能，物理层为前者提供服务，数据链路层不必理会物理层 的服务是如何实现的，因此，物理层实现方式的改变将不会影响数据链路层。这一原理同样适用于其他连续的层次。 减少协议设计的复杂性可按层或级的方式来组织；化大为小。 协议分层的原则是保证通信双方（即对等实体）收到的内容和发出的内容完全一致。每一层都建立在它的下层之上，下层向上层提供透明服务，上层调用下 层服务，并屏蔽下层工作过程。 O

5、SI 七层七层，TCP/IP 五层，四层：五层，四层： 国际标准化组织（ISO）于 80 年代初提出了计算机网络开放式系统互放式系统互连参考模型连参考模型(OSI/RM)，并据此制定了一系列网络协议。 ISO 提出了七层结构的 OSI/RM，这七个层次依次为：物理层链路层网络层传输层会话层表示层应用层 TCP/IP 成为计成为计算机网络体系结构的事实上的工业标准。 Tcp 四层：网络接口层，网络层，传输层，应用层 Tcp 五层：物理层，链路层，网络层，传输层，应用层 协议内容的落实是通过各种网络产品包括专业人员设计的协议软件程序实现的。目前大多数高层协议程序是和网络操作系统捆绑在一起的，也有的

6、是和应用 软件捆绑在一起的。低层协议程序则大都固化在网卡，集线器，路由器等网络连接装置中。 P16,19 图图 （4）服务，功能，协议的区别服务，功能，协议的区别和关系：和关系： “服务”和“功能”这两个名词，它们有着完全不同的概念。“服务”是对相邻上层而言的，属于本层的外观表现，下层给上层提供服务，而“功能”则是本层内部的 活动，是为了实现对外服务而从事的内部活动。 协议是对等实体之间。 （5）两大子网：通信子网和资源子网，课本第五页图 （6）英文缩写：CSMA/CD,中英文全称，常用的互联网业务 2物理层 （1）物理层的概念： 物理层是网络体系结构的最低层。它是网络功能体系结构中上层各功能

7、赖以实现的物质基础，它向网络提供最基本的信号传输服务 物理层负责点到点的可点到点的可靠连接和数据信号的可靠传输，物理层的功能主要是靠硬件体现和实施的。 （2）多路复用的几种方式：多路复用的理论基础是差别信号分割原理，共分以下几种： 频分多路复频分多路复用用(Frequency Division Multiplex，FDM)：按照频率参量的差别来分割信号的多路复用。 在这个同一物理线路的带宽内的多个相互隔离的频段上同时传送多路信号。 时分多路复时分多路复用用(Time Division Multiplex，TDM)：按照时间参量上的差别来分割信号的多路复用。 当物理信道容量大于多个被传信号的数据

8、传输率之和时，可将传输时间划分成等量的时间片，多个信号交错轮流占据不同时间片，每路信号通过周期交错连 续的时间片传输，实现在同一时段（由多个时间片组成）内传送多路信号。 码分多路复码分多路复用或码分多用或码分多址址(Code Division Multiplex Address，CDMA)：根据码型(波形)结构的不同来实现信号分割的多路复用 在 CDMA系统中所有用户使用同一频率，占用相同的带宽，各个用户可以同时发送或接收信号。 空分多路复空分多路复用用(Space Division Multiplex，SDM)：传统多路复用技术，由多条线路共享一个物理空间，依据空间上的差别来分割信号。 波分

9、多路复波分多路复用用(Wavelength Division Multiplex，WDM)：依据光波波长上的差别来分割信号的多路复用。WDM 在本质上可以看作是 FDM的一种特殊形式。 其原理是：整个波长频带被划分为若干个波长范围，每路信号占用一个波长范围来进行传输。 （3）双绞线（twisted pair），光纤各层的作用，标签上符号的含义： 双绞线每根双绞线每根线都包覆有绝缘材料（如塑料），然后每两根线再相互绞在一起。每根线的绝缘层用于隔离两根导线，绞在一起可减少干扰。 首先，绞在一起限制了电磁能量的发射，并有助于防止双绞线中的电流发射能量干扰其他导线。 其次，绞在一起也使双绞线本身不易被

10、电磁能量所干扰，有助于防止其他导线中的信号干扰这两根导线。 光纤的外面光纤的外面，是一层玻璃称之为包层。它如同一面镜子，将光反射回中心，反射的方式根据传输模式而不同。这种反射允许纤维的拐角处弯曲而不会降低通 过光传输的信号的完整性。在包层外面，是一层塑料的网状的 Kevlar（一种高级的聚合纤维），以保护内部的中心线。最后一层塑料封套覆盖在网状屏蔽物 上 （4）信号带宽，信道带宽的概念 带宽是传输介质能传输的最高频率和最低频率之间的差值。频率通常用Hz 表示，它的范围直接与吞吐量相关。带宽越高，吞吐量就越高。 （5）信道的传输模式：数字，模拟区别与联系： （6）传输编码的类型：AMI，曼彻斯特

11、码 双极性交替双极性交替反转码反转码 B-AMI 这是用三种电平来表示二进制信号的编码。“0”用无电平表示，“1” 交替用正负极性两种电平表示。从图 3-25 中可以看出 AMI 码中无直流成分，高频和低频 分量也较少，传输码流的带宽与信源数据比特流的带宽一致。由于采用交替的正负极性两种电平表示“1”，只有无电平才是“0”，所以抗干扰能力强。另外，由 于这种码型是逢“1”极性反转的，若接收端发现极性不是交替出现，就可以判定出现了误码，因而 AMI码具有一定的检错能力。由于 AMI的上述优点，AMI 成 为较常用的码型之一。AMI 码的主要缺点是当码流中出现长连“0”时，提取同步信息困难。 曼彻

12、斯特码曼彻斯特码 Manchester Manchester码是用比特周期中间时刻不同方向的跳变来分别表示“0”和“1”的二电平编码。其编码原理是：将每一个比特周期划分成等宽的两个半周期，在图 3-25 中，“l”码前半个周期为低电平而后半个周期为高电平；“0” 码前半个周期为高电平而后半个周期为低电平。由于每一个比特周期的正中间都出现一次电 平的转换，故 Manchester 码可以实现自同步，与此同时，Manchester码完全消除了码型的直流分量。但是 Manchester 码的带宽是比特流带宽的一倍，因 此传输效率减少了一半。曼彻斯特码编解码简单易行，现在主要用作为以同轴电缆和双绞线为

13、传输介质的 CSMA/CD 总线局域网中的传输码型 （7）香农公式，各符号的含义，以及奈奎斯特公式 奈奎斯特准奈奎斯特准则则：频带宽度为B(Hz)的无噪声数字信道，所能传输的信号的最高码元速率为2B 波特（Baud），则其最大数据传输率 C可由式 C=2Blog2K 确定， K 为码元所能取的离散值的个数。 香农定理：香农定理：对于有噪声信道，每个码元所能取的离散值的个数受信道所受的干扰影响，其最大数据传输率 C 由下式确定：C=Blog2（1+S/N），其中 B 是信 道带宽，S 是信号功率，N 是噪声功率。此式被称作香农公式。 （8）典型的物理层协议： 3数据链路层 （1）链路层光纤与数据

14、链路层的概念： 链路层是数据链路层的简称，它是网络体系结构中非常重要的一个层次，因为整个网络的数据可靠传输，首先是由每段数据链路上的可靠传输来保障的，其 次才由端结点的可靠控制手段来进一步保障，最后扩大到全网的可靠传输。 链路层是基于物理层，实现相邻结点数据可靠传输的功能层。这里所传输的数据是具有完整结构的二进制数据集合，只有传输的二进制数据可靠性得到保证 了，二进制数据所表示的信息才有可能正确 差错控制方差错控制方式式：前向纠错，检错重发（最常用） （2）数据交换技术 3 种基本特点：（尤其注意分组交换的特点） 数据在节点进出过程称为交换，同一组数据绝不会从同一个端口又进又出。连续数据单元通

15、过节点时的转发方式，称作数据交换技术。 数据的传输过程变成了一个一个数据单位在网络节点一进一出的交换过程。通常将这个数据单位叫做数据包。“包”是个一般概念，每一协议层包的定义是包的定义是不 一样的。应用层、表示层和会话层等高层协议将传输单位定义为报文；传输层将传输单位定义为报文或数据报；网络层将传输单位定义为分组；链路层将传 输单位定义为帧。 三种交换策三种交换策略略：电路交换、报文交换和分组交换 电路交换电路交换（Circuit Switching）中，两节点间的线路将一直保持到其中一方终止通信。也就是说，该线路只用于这两个节点间的通信。适用于：持续的即时通 信 报文交换：报文交换：和电路交

16、换不同，通信双方没有始终保持一条链路，而只是当一方有报文（信息）需要传送时，网络临时建立路由传递报文，本次信息传送完毕， 路由释放。并且报文被每个经过的节点存储起来，这就是报文交换，也称为存储转发（ Store-and-Forward ） 报文交换和电路交换的差别在哪里差别在哪里呢？ 1）在报文交换中，报文被每个节点暂时存储。在电路交换中，节点象一个交换设备一样，只负责转发数据。例如，你的电话通话不会被中间节点所存储 （除非有人在窃听并记录你的通话！）。因为存储转发，所以报文交换会导致传输延迟，这种交换策略并不适用于电话网络。因为语音传输的延迟将使通话 非常困难！ 2）在电路交换中，两节点间的

17、所有信息交换都使用同一条路径。而在报文交换中，不同的报文可能经过不同的路由。因此，不同的报文可以分时共享同一 公共线路，这样，网络的利用率就提高了。 3）电路交换在发送数据时，要求收发双方即时共同参与。而报文交换则不需要，报文被发送到目的地，可以存储起来等待取用。 分组交换分组交换：本质上和报文交换类似，只是把由于在报文交换中传输长报文而导致的问题的影响最小化。 分组交换有两种方式： 数据报方式：网络协议将每一个分组当作单独的一个报文，对它进行路由选择 虚电路方式：这一过程类似于电路交换，但有一点重要的区别：线路不是专用的！也就是说，不同的虚电路可以共享一条公共物理网络线路！ 三种交换方式的比

18、较 IP 数据报数据报从一端传输从一端传输到另外一端到另外一端源源 IP 地址地址和目的和目的 IP地址在传输地址在传输的过程中是的过程中是否会发生？中间路由器否会发生？中间路由器是否对其有是否对其有改变？（不会改变）路由仅知道改变？（不会改变）路由仅知道吓一跳怎样吓一跳怎样走，走， 而不知道完而不知道完全路径。全路径。 （3）HDLC 最完整的经典链路层协议： 5 个个 0 填充填充一个一个 1，避免，避免 6 个以个以上的上的 0 从而从而避免与前导避免与前导码一样码一样 HDLC（high level data link control）是面向位的数据链路协议，使用位填充来保证数据的透明

19、性。（最完整经典的链路层协议） HDLC 的基本技术包括节点类型、链路类型和数据传输方式，为了适应不同配置和不同数据传送方式，HDLC 定义了三种类型的站、两种链路配置和三种数 据传输方式： 三种类型的站：主站、从站和复合站。 两种链路配置：非平衡设置和平衡设置。 三种数据传输方式：正常响应式、异常响应式和异步平衡式。 HDLC 的帧结构 HDLC 是面向位的链路协议，显然使用帧同步传输。HDLC 帧具有固定的格式：首部、负载信息部和尾部。首尾各占 24 位，中间信息字节数可变。 首尾共 48位放置帧的控制信息，这些控制信息用来实现同步、透明传输、寻址、流量控制、顺序控制、差错控制、数据与控制

20、信息的识别、以及链路的管理。 首部的 8 位地址字段表明 HDLC链路除去一个广播地址最多可以连接 255 个站点，但在点对点链路中，不需要这个字段。首部的 8 位控制字段包含了链路层 的大部分控制信息，包括帧的类型、帧的序号、监督帧和无编号帧的功能位等。不同类型 HDLC 帧时 8 位控制字段的各位意义不同。 首尾中的标志字段用于实现同步；地址字段用于实现寻址；控制字段用于实现顺序控制、流量控制、数据与控制信息的识别、以及链路的管理；帧检验序列 字段 FCS用于实现差错控制。 透明传输机透明传输机制制：是指将帧中非标志字段出现 5 个连“1”自动补“0”，然后传输。在接收端则将非标志字段中的

21、 5 连“1”后的“0”自动去掉恢复帧的原来面貌。 在 HDLC协议中，差错控制的校验内容不包括标志字段。即不对标志字段进行差错控制编码，认为标志不会出错。当相邻两个帧连接在一起时，首尾标志字 段连在一起构成一个 16 位的特殊码段 0111111001111110，作为帧间的区隔。 HDLC 的帧类型：HDLC 有信息帧、监督帧和无编号帧三种类型。由帧结构中的控制字段的头两位标识。 HDLC 的操作：HDLC 的操作涉及三个阶段：初始化、数据传送和拆链。初始化阶段，通信双方有一方要初始化数据链路，使得帧能够以有序的方式进行交 换，双方需要就各种选项的使用达成一致。数据传送阶段双方交换用户数据

22、和控制信息，并且实施流量控制和差错控制。拆链：最后有一方要发出信号来终 止操作。 点对点协议PPP（Point to Point Protocol） （4）ARQ (Automation Repeat reQuest) 及滑动窗口的特点： 1 等待式 ARQ 等待式 ARQ 是指发送方发出一帧数据后，即等待接收方的确认： 如果接收方确认收到的是正确的数据帧，则向发送方回送一个确认帧 ACK (ACKnowledgement) ，发送方收到ACK 后，可继续发送下一个数据帧； 如果接收方检测出收到的数据帧有错误，则向发送方回送一个否认帧 NAK (Negative AcKnowledgement

23、)，以表示发送瑞应当重发这个在传送过程中出现差 错的数据帧。发送方收到NAK 后，进行重发 两个问题： 出现帧出错、帧丢失和确认丢失 3 种情况下都会导致无休止等待，解决办法：就是发送方每发完一个帧后即启动计时器 防止重复帧：对数据帧进行编号 2 退回 N 步 ARQ 在发完一帧后，不是停下来等待应答，而是继续发送下一个数据帧，称为连续式ARQ。原理如下：当第一个帧发出后，不等待其应答信号便连续发出第二个。 。一直到第 N个帧。若第一个帧的应答信号是 ACK，则继续发送第 N+1 个帧，若应答信号是 NAK，则停止发送第 N+1 个帧，而是从错的那一帧开始重发， 后面的已发的帧即便是已正确发送

24、也要重发！ 3选择重传 ARQ 在退 N 步 ARQ 基础上，当一个帧有错时，只重发有错的这一帧，之后的正确帧被接收方存储起来，不再需要重发，省下的时间用来传送新的帧。这就是选 择重传 ARQ，显然，选择重传 ARQ 要求接收方必须有足够的存储空间，以便等待有错的帧经重发后获得更正，然后接收方把重发帧和缓存已有的正确帧一 起重新排序后送给上层用户。所以选择重传 ARQ 方式的收端可以接收乱序帧。 适用于信道质量不好的情况 4 滑动窗口协议 数据单元编号不能太大，应循环利用。我们假定用3 个比特进行编号 (见图 4-6b)，如果发送方一开始发送的 8 个帧均正确到达收端，但接收方所发出的确认 信

25、息全部丢失。由超时机制，发送方发完7 号帧之后，仍未收到 0号和 1 号帧确认，即重发 0 号和 1 号帧。现在的问题是：接收方怎样判断后面收到的 0 号和1 号帧是超时重发帧，还是新的两个帧？解决办法：对发送方发出去的未经确认的帧的数目加以限制，这个受限制的数目称为发送窗口大小，实质上 是一张允许未经确认连续发送的帧的序号表! 假设帧编号位为 3 比特，为 07，发送窗口设为 5。当发送方发完了 5 个帧时，发送窗口已填满，须停止发送，进入等待状态。假定不久，0 号帧的确认 ACK 到了，那么发送窗口就丢掉被确认的老的0 号帧，使窗口后移一帧，1-5 号，这时发送方就可以发送一个 5 号帧。

26、设又有 3 个帧(1，2，3 号)的确认帧 ACK 到达发方，于是发送窗口又可移动3 个号(参见图 4-7)，可以发送 6，7 和新的 0号。 需要注意的是，为了减少开销，接收端不需要每接收一个正确帧就发回一个确认帧，而可以在收到若干个正确的数据帧后一次性发送一次确认帧, 这样发方 收到某个确认帧，表示该帧及该帧以前所有的帧均已被正确地接收。 只有接收窗口，先进行移动，发送窗口才可能移动 滑动窗口协议是等待式传输协议 ARQ（上述 3 种之一），发方连续发完发送窗口的数据帧后，必须等待应答的到来，或定时时间到，才能再发送随后的帧 （重复帧或新帧） 当 WT1 时，滑动窗口协议即等待式ARQ；

27、当 WT1 而 WR1 时，滑动窗口协议即退 N 步ARQ； 当 WTl 而 WR1 时，滑动窗口协议即选择重传 ARQ。 （5）数据的可靠传输：校验算法：奇偶校验，汉明码校验，循环冗余码校验 循环冗余校验 CRC，是数字传输系统中最常用的校验编码，在计算机系统内部数据传输，以及计算机网络数据传输中广泛应用。 这是一个建立在模 2 运算基础上的校验编码。其指导思想是： 发送方用一个特殊的多项式表达式（循环码生成多项式），去除信息码多项式所得的余式，附加在信息码之后，构成传输码； 接收方用获得的传输码组成的多项式除以发送方使用的同一个多项式表达式，即生成多项式，若无余式，则表明传输码无错，若有余

28、式，则表明有错。 这里所指的多项式，其系数都是1 或者 0，它实际上是一串二进制数据的另一种表达形式。在进行模 2运算时，实际上用的还是二进制数据序列。用多项式来 表示，为 0 的位可以不写出来，通过多项式每一项的幂次可以知道省掉的 0 位的个数。如多项式 X7+X4+X2+1 代表的二进制串为 10010101。 例，有信息码 100100111010101011110001， 选取 CRC-16 生成多项式 X16+X12+X2+1 对应二进制串为 10001000000000101 （17 位）。 编码运算： 1信息码左移m=16 位：10010011101010101111000100

29、00000000000000； 2用生成多项式码串 10001000000000101模 2 除上面的码串； 3得余串为 1001101010100111，够 16 位，无需高位补0； 4将余串附在原信息码后得校验传输码 100100111010101011110001 1001101010100111 5接收方用相同的生成多项式码串模2 除接收到的传输码串，余数应为 0，否则表明出错！但一般不知道错在哪一位或哪几位。 循环冗余校验码是面向位的检验码。 （6）帧同步技术分别为字符同步技术和位同步技术。 （7）以太网（）以太网（Ethernet、IEEE802.3）退避算法的）退避算法的方式与区

30、别方式与区别（帧结构） 1. 媒体访问控制(MAC) 以太网所用的媒体访问法：带有碰撞检测的载波侦听多路访问(CSMA/CD，Carrier Sense Multiple Access/Collision Detection)。 基本过程：一个工作站在发送前，首先侦听媒体上是否有传输/有载波，如果有/忙，工作站便推迟自己的传输；如果无/空闲，则立即开始进行传输。在侦听 到媒体忙而等待传输情况下，当传输中的帧最后一个数据位通过后，应继续等待至少 9.6us，以提供适当的帧间间隔，随后便可进行传输。 如果两个工作站同时试图进行传输，将会造成废帧，这种现象称为碰撞。为保证这种MAC 机制能够正确运行

31、，还需要具备检测碰撞的功能，这便是碰撞检测 (CD)。也就是说，在一个工作站发送过程中仍要不断检测是否出现碰撞。 出现碰撞经常是由下述原因造成的，即信号在媒介上传播有一定时延，由于这种传播时延，虽然某一工作站 A 已开始发送，但由于另外一工作站 B尚未检测 到A 站的传输也启动发送，从而造成碰撞。 不难证明，工作站 A 确保检测到碰撞所需时间是从 A 到 B传播时间的2 倍。 检测到碰撞之后，涉及该次碰撞的站要丢弃各自开始的传输，转而继续发送一种特殊的干扰信号，使碰撞更加严重以便警告 LAN 上的所有工作站，碰撞出现 了！ 显然，由于碰撞的存在，一个帧的长度要满足：足以在发完整帧之前就能检测到

32、碰撞，否则碰撞检测就失去意义！因此，在 IEEE802.3 标准中定义：间隙时 间=最大住返传播时间+为强化碰撞而有意发送的干扰序列时间。这个间隙时间可用来确定最小的 MAC 帧长（why？）。 在发生碰撞/冲突之后，两个碰撞的站都采退避策略，即都设置一个随机间隔时间，另有当此时间间隔满期后才能启动发送。当然如果这两个工作站所选的随 机间隔时间相同，碰撞将会继续产生。 为尽量避免这种反复碰撞情况的出现，退避时间应为一个服从均匀分布的随机量。同时，由于碰撞产生的重传加大了网络的通信流量，所以碰撞次数越多， 退避时间应越长。 截断二进制截断二进制指数退避指数退避(Truncated Binary

33、Exponential Backoff ) 就是基于上述这种思想提出的，其基本算法是： 退避时延是间隙时间的整数倍； 为防止不成功发送无限进行，规定了最大尝试次数 n； 碰撞后选择的退避时延为间隙时间的 r 倍； k=Min(尝试次数，10) r=随机数(0，2k ) 退避时延r * 间隙时间 不难看出，不难看出， 这种算法对这种算法对无碰撞或碰无碰撞或碰撞次数较少撞次数较少的工作站而的工作站而言将获得优言将获得优先的发送机先的发送机会。会。 根据上面的根据上面的描述描述，CSMA/CD 媒体访问方法可归纳为下述 4步： 1）：如果媒体信道空闲，等待 9.6us，则可进行发送。 2）：如果媒体

34、信道有载波(忙)，则继续对信道进行侦听。一旦发现空闲，等待 9.6us，便立即发送。 3）：如果在发送过程中检测到碰撞，则停止自己的正常发送，转而发送一短暂的干扰信号，强化碰撞信号，使 LAN 上所有站都能知道出现了碰撞。 4）：发送了干扰信号后，退避一随机时间，转 1。 2. CSMA/CD 传输过程 通过上节描述可知，CSMA/CD 协议与电话会议非常类似，许多人可以同时在线路上进行对话，但如果每一个人都在同时讲话，则你将听到一片噪声；如果 每个人等别人讲完后再讲，则你可以理解各人所说的话。 工作站在 CSMA/CD 以太网上进行传输时，必须按下列五个步骤来进行： 第一步：传输前侦听 各工

35、作站不断地监视电缆段上的载波， “载波”是指电缆上的信号，通常由表明电缆正在使用的电压来识别。如果工作站没有侦听到载波，则它假定电缆空闲 并开始传输，但是如在工作站传输时电缆忙(载波升起)， 则其包将与已在电缆上的信息发生冲突。 第二步：如果电缆忙则等待 为了避免冲突，如果工作站侦听到电缆忙则必须等待，延迟时间实际是工作站试图重传前必须等到线路变成空闲的总时间。 第三步：传输且检测冲突：当介质被清(载波消失)后 9.6 微秒(us)，工作站可以传输， 第四步：重传前等待：如果工作站在冲突后立即重传，则它第二次传输也将产生冲突，因此工作站在重传前必须随机地等待一段时间。 第五步：重传或夭折：CS

36、MA/CD 规定：工作站在它确认传输失败前最多可以有 16 次的尝试机会（但是注意：k=Min(尝试次数，10)，所以 k 最大为 10）。 3. CSMA/CD 接收过程 如前所述，工作站传输时它是向电缆系统的两个方向发送的，连接在电缆段上的所有活动工作站执行下列四个步骤： 第一步：浏览收到的包并校验包是否成为碎片 在 Ethernet 局域网上，所有工作站将浏览电缆上传输的每一个包，并不考虑其地址是否是本地工作站， 接收站首先通过检查数据包是否有合适的长度，而 来判断它是不是由冲突引起的碎片，最小完整包的长度不得小于 64 字节（规定以太网最小 MAC帧长 64 字节，计算来源于10Mbp

37、s X 512us）。 第二步：校验目标地址 接收站在判明已不是碎片之后，下一步是校验帧的目标地址，看它是否要在本地处理。如果帧的地址是本地工作站地址，或是“广播地址”，或是“多播地址”， 工作站将校验帧的完整性。否则，丢弃该帧。 第三步：校验包的完整性 在电缆段上畸变了的帧，或传输站发出的格式不正确的帧仍然可以被接收，为了避免处理错误帧，接收站必须校验帧的几个特性： 1)、必须校验的特性是长度，如果帧的长度大于以太网最大帧长1518 个字节，则认为此帧为超长帧。 2)、如果帧没有超长，则接收站对其采用循环冗余校验(CRC)，如果 CRC校验出错，则一般采取丢弃帧的策略。 3)、如果 CRC通

38、过，还将再进行最后的长度校验，校验帧是否小于 64 个字节，小于 64 字节的帧予以丢弃。 所有这些校验确保：在接收站将此帧上交到高层协议进行处理前，包的长度及内容都是有效的。 第四步：处理数据包 如果已通过了所有的校验，则认为帧是有效的，其格式正确，长度合法，链路层可以进行下一步的处理工作，直到把剥离头信息的数据内容上交给上层协议 为止。工作站为了处理一个帧，必须完成下图所示的完整流程。 4. Ethernet MAC 帧格式帧格式 以太网帧由8 个字段组成，每一字段有一定含义和用途，下面分别加以简述。 处于 MAC帧开始处的字段为前导码字段，由 7 个字节组成，其功能是使接收器建立比特同步

39、。编码形式为多个“1”或“0”交替构成的二进制序列，最后一比特 为“0”。在这种编码形式下，经过曼彻斯特编码后为一周期性方波； 帧首定界符(SFD)是 MAC 帧的第 2 个字段，其编码形式为“10101011”序列，长度刚好为一个字节。该字段的功能是指示一帧的开始； 终点地址字段(DA)为第 3 个字段，长度为 6 个字节。该字段用来指出帧要发住的目的工作站。 源点地址(SA)处于终点地址字段之后，其长度也为6 个字节，指示发送该帧的源工作站地址； 第 5 个字段为长度指示符字段，2 个字节，用来指示紧随其后的逻辑链路控制(LLC)数据字节的长度，长度单位为字节数； LLC 数据字段是帧要载

40、携的用户数据，该数据由上层提供或接收； 填充(PAD)字段用来对LLC 数据进行填加，以保证帧有足够长度，适应前面所述的碰撞检测帧最小长度的需要； 帧检验序列(FCS)处于帧的最后，其长度为 32 比特，用于检验帧在传输过程中有无差错； IEEE802.3 标准规定，源点地址字段中第 1 比特恒为“0”，终点地址字段有较多的规定，这是因为有可能是单播，多播/组播，或广播之一。终点地址字段的 格式如图 4-34 所示。 顺便在此指出，帧长除有最小要求外，最长也有限制，这是由于发送站和接收站的缓冲器容量总有一限度，同时如果一个工作站发送的帧太长，将妨碍其它 站对媒体的使用 5. 以太网交换技术 当

41、前有两种以太网交换技术：静态以太网交换和动态以太网交换。 4网络层网络层 （1）网络层的两种服务：数据报，虚电路特点与概念 网络层向上网络层向上层提供两类层提供两类网络服务模网络服务模式：式： 1）面向连接的服务：计算机在发送数据分组前先建立连接，数据分组按次序沿着建立好的连接路径进行递交。 2）无连接服务：计算机在发送数据分组前不需要建立连接，每个被发送的分组都必须独立带有目的端的完整地址，这些分组可分别经历不同路径到达接收 终点。 （2）IP 地址的分类与特点：（划分子网的基础） IP 地址空间划分为五类：A、B、C、D、E，其中 A、B、C 是三个基本类，每类有不同长度的前缀和后缀。 分

42、配给主机的地址一定是 A 类、B 类或者 C类其中之一，也只能是其中之一。正因为现实世界存在各种大小各异的物理网络，IP 分类方案并不把 32 位地址 空间划分为相同大小的类，各类包含网络的数目并不相同。例如，不难看出所有 IP 地址中有一半（即首位为 0的那些地址）位于 A 类中，而 A 类只能包含 128个网络，因为 A 类地址首位必须为 0 并且前缀占据一个八位组，这样，仅剩下七位用来标识 A类网络。图 5-3 列出了三种基本类网络的数目和每类网络 的主机数目。 IP 地址的n 位前缀允许 2n 个不同的网络，n 位后缀允许在给定的网络上分配2n 台主机，所以实际上从 IP 地址首字节就

43、可以判断出该IP 地址的类别，如图 5-4 所示。 1） A类地址 IPv4 设计 A 类地址的目的是支持很少量的巨型网络，但是它们主机地址数很大。一个 A 类 IP 地址仅使用第一个 8位位组表示网络地址，剩下的 3 个8 位位 组表示主机地址。 A 类地址的第一个位固定为 0，这就限制仅有 127 个可能的 A 类网络。A 类网络地址的范围从1.0.0.0 到 126.0.0.0（注意当用于描述“网络地址”时，后面 3 个 8位组都为 0。技术上讲，127.0.0.0 也是一个A 类地址，但是它已被保留作闭环测试之用而不能分配给一个网络）。 每一个 A 类网络地址能支持 224-2=167

44、77214 个不同的主机地址。减去 2 的原因是因为 IP 把全 0 保留为表示“网络地址”，而全 1 表示网络内的广播地址。 2） B类地址 设计 B 类地址的目的是支持中到大型的网络。B 类网络地址范围从 128.1.0.0 到 191.254.0.0。一个 B 类 IP 地址使用两个 8 位位组表示网络号，另外两个 8 位位组表示主机号。 B 类地址的第 1 个 8 位位组的前两位总置为 10，剩下的 6 位既可以是 0也可以是 1，这样就限制其范围不大于 191。 最后的 16位标识可能的主机地址，每一个 B 类地址能支持216-2=64534个主机地址。B 类网络有214-2=163

45、82个 3）C类地址 C 类地址是最普遍使用的 IP 地址类别，用于支持最大量的小型网络。C 类地址使用前三个 8位位组表示网络地址，仅用最后一个 8 位位组表示主机号。 C 类地址的前 3 位数固定为“110”，其网络地址范围从 192.0.1.0 至 223.255.254.0。每一个 C 类网络地址可支持最大 28-2=254 个主机地址，可以有 221- 2=2097150 个不同的 C 类网络地址 4）D类地址 D 类地址用于在 IP 网络中的组播(multicasting) 。一个组播地址是一个唯一的网络地址，它能指导报文到达预定义的 IP 地址组。组播长期以来被认为是IP 网 络

46、最理想的特性，因为它有效地减小了网络流量。D 类地址的前 4 位恒为1110。 5）E类地址 E 类地址虽被定义但却为 IETF所保留作研究之用， 因此 Internet上没有可用的 E 类地址。E 类地址的前 4 位恒为1，因此有效的地址范围从240.0.0.0 至 255.255.255.255 特殊特殊 IP 地地址址 除了给每台网络主机分配一个 IP地址外， IP 协议还定义了一套特殊地址格式，用于各种特定用途，这些特殊地址从不分配给主机。下面给出每个特殊地址 格式的语法和语义： 1网络地址 IP 保留主机地址为 0的地址，并用它来表示一个网络，因此，地址 128.211.0.0 表示

47、一个分配了 B 类前缀 128.211 网络。网络地址指网络本身而非连到该网 络上的主机。因此，网络地址不应作为源或目标地址在包中出现 2直接广播地址 IP 为每个物理网络定义了一个直接广播地址，在网络前缀后面增加一个所有位全1 的后缀表示为该网络的直接广播地址。 为了确保每个网络都有直接广播，IP 保留后缀所有位全1 的主机地址， 而如前所述，IP 又保留后缀所有位全 0 的主机地址，所以不能分配全 0 或全1 的主 机地址给一个特定主机。 如果一个物理网络支持广播，一个 IP 直接广播地址可使用硬件广播能力进行递送，在这种情况下，包的一次发送将到达网络上所有的计算机。当一个直接广 播被发送

48、到一个不支持硬件广播的物理网络时，软件必须分别为网络上的每台主机分别单独发送一个该包的副本。 3有限广播地址 IP 保留所有位都是 1的地址来表示有限（本地）广播，即有限广播是指在一个本地物理网内的一次广播。 4本机（广播）地址 IP 保留全0 的特殊地址指本机地址 5回送地址 IP 协议保留 A 类网络前缀 127作为回送地址（loopback address）使用。 回送地址用于在本机测试网络应用程序。程序员在生成一个网络应用程序后，可以在本机使用回送测试，来模拟真实的网络通信，以方便进行程序调试。在 回送测试时，没有包离开计算机，IP 软件将包只是从一个网络应用程序转发到本机另一个网络应

49、用程序。因此，回送地址永远不会出现在一个网络中传输的 包中。 和 127 一起使用的主机地址是无关紧要的，所有的主机地址都一样处理，但我们最习惯使用的回送地址是 127.0.0.1 （3）分组转发算分组转发算法法：（带子网，不带子网掩码） IP 数据报的格式： IP数据报数据报的转发的转发 IP 数据报的用户数据部分可以小到零个字节，大到 64K字节（包括首部）。在大部分数据报中，首部比数据区要小得多。 数据报的首部意味着开销，所以发送大数据报，意味着单位时间内传送了更多的用户数据。 路由表中列出的每个目的地是一个网络，而不是一个单独的主机。这个差别非常重要，因为一个互联网中的主机数可能是网络

50、数的 1000 倍以上。因而，使 用网络作为目的地可以使路由表的尺寸大大变小。 一个实际的路由表每一项的目的地字段只包含目的网络的网络前缀，每项中有一个子网字段包含了一个子网掩码，下一站字段指的可以是下一个路由器 IP 地 址也可以本路由器的某接口。 上图中每个路由器被指定了两个 IP 地址/接口。尽管此处路由器的两个接口有同样的主机后缀，其实 IP 并不要求这种一致，网络管理员可以为每个接口自由 指定不同的值。 利用子网掩码的转发一般过程： 设一个路由软件正要转发一个包含目的地址 D的数据报，路由软件需要在路由表中找到指明D 的下一站的那一项。为了做到这一点，软件检测路由器中的每 一项，利用

51、子网掩码域提取地址 D 的前缀，并把结果按路由表项顺序一个个与目的地域加以比较。如果相同，数据报将按该项中所指的下一站进行转发。 子网掩码的引入提高了提取前缀的工作效率，软件将子网掩码与数据报目的地址D 进行布尔与（and）运算。因而，检测表中第i 项的计算过程可以表述如下： if（D & Maski）= Destinationi） forward to NextHopi； 设有一个目的地址为 192.4.10.3 的数据报，假设该数据报到达了一个含图 5-55 所示路由表的路由器上，并假设软件顺序搜索表中每一项： 1）对于第一项）对于第一项，因为，因为 192.4.10.3&255.0.0.

52、0 不等于不等于 30.0.0.0，故匹配失败，故匹配失败。 2）同样，第二、三项都不符）同样，第二、三项都不符和。和。 3）第四项比较）第四项比较，192.4.10.3&255.255.255.0 = 192.4.10.0，匹配！，匹配！ 因此路由软件最终选择了路由表第四项，地址为 128.1.0.9 的下一站。 （4）路由协议的算法原理：（路径选择方法虽然不考，但很重要） 经典的动态经典的动态路由算法：路由算法： Dijkstra算法算法 Dijkstra 算法（这个算法以发明者 E.Dijkstra 命名）是集中的、全局的动态路由算法。该算法把网络看成一张图，然后从图中当前构造路由表的源

53、点出发，计 算沿最短路径到图中其他各点的距离，在计算最短路径的过程中构造路由表。对每个点的路由表都必须用算法计算一次。 Dijkstra 算法由于能用来计算各种意义的最短路径（shortest path）而得到广泛应用，特别是它不要求图中的边代表地理距离，它甚至允许每条边可被赋予一 个非负值，称之为权（weight），并将两站点之间的距离定义为沿该两点间路径的权值之和，也就是说 Dijkstra 算法通过用边的权值作为距离度量来计算图 中最短路径，边数最少的路径不一定有最小权值 图 5-21 通过一条最短路径的例子来说明这个概念。站点 4，5 之间的最短路径以粗黑线表示，沿该路径的距离为 19

54、，即边的权值和。 距离矢量（距离矢量（Distance-Vector）算法）算法 距离矢量（distance-vector）算法是最著名的分布式、分散的路由计算算法。之所以叫“距离 矢量”因为从一个路由器发到另一路由器的信息中包含了目标和 到目标距离这样的一对值。和 Dijkstra 算法一样，网络中的每个连接都赋以权值，定义距离为到目标的路径上的权值和。 由于要存储计算时所需的距离值，路由表中每一项都要添加一栏，内容是该项的下一站到目的地之间的距离。路由器周期性地向邻机发送路由信息，每条信 息包括（目的地，距离）值对。当信息从邻机 N 到达当前路由器时，路由器就检查信息中的每一项，如果邻机到

55、某目的地有比原来更短的路径，就更新路由 表。 在基于距离-矢量算法（有时也称为Bellman-Ford 算法）的路由中，算法会周期性地把自己的路由表拷贝传给与其直接相连的网络邻居。每一个接收者加上 一个距离向量，或它自己的距离“值”到表上，并把它转发给它的直接邻居。这个过程在所有直接相连的路由器之间进行。这样一步一步做下去，最后每一个 路由器都得到了其他路由器的信息，最终形成一个网络“距离”的积累视图。积累表用于更新每个路由器的路由表。 （1）算法）算法 4-2 给定：本地路由表给定：本地路由表，每条直连邻，每条直连邻机的边的权机的边的权值，某邻机发来值，某邻机发来的路由表信的路由表信息息 计

56、算：更新的路由计算：更新的路由表表 方法：方法： 为路由表中为路由表中每项设置距每项设置距离栏；初始化目的离栏；初始化目的地就是本路地就是本路由器的项，其下一站值由器的项，其下一站值不用，距离为不用，距离为 0； 永久循环永久循环 等待从邻机等待从邻机发来的下一发来的下一条路由信息条路由信息；置发送者为；置发送者为路由器路由器 N； 对信息中的对信息中的每一项每一项 V目的地，目的地，D距离；距离； CD+信息所来自信息所来自的边的权值的边的权值； /检查并更新检查并更新本地路由表本地路由表： if（无路由到（无路由到 V） 向本地路由向本地路由表中加入目表中加入目的地为的地为 V 的的项，其

57、下一站为项，其下一站为N，距离为，距离为 C； elseif（已存在下一（已存在下一站为站为 N 的路的路由）由） 用用 C 来替换来替换表中的距离表中的距离值；值； elseif（存在距离大（存在距离大于于 C 的路由的路由） 更新下一站更新下一站为为 N，距离为，距离为 C； 链路链路-状态（状态（link-state）路由算法）路由算法 分布式路由计算的另一种形式是用Dijkstra 算法的改进版本，正式的名称为链接状态路由（link-state routing or link-status routing），也可称为最短路径优先 （Shortest Path First）或 SPF 路

58、由（SPF routing）。 SPF 的路由器也发送信息，但这些信息不是路由表中的信息，它只携带两个路由器之间的链接状态信息（例如路由器5 和路由器9 之间的链接），并广播给 网络中所有的路由器。每个路由器收集这些信息，并用它们建立网络图，然后用 Dijkstra 算法来创建以自己为源点的路由表。 象距离-矢量算法一样，SPF 算法也能适应硬件故障的情况。而且 SPF有一个优点是所有计算能同时进行，在链接状态改变之后，所有路由器都收到该状态 信息，每个路由器都开始计算自己的路由表。与此相反，距离-矢量算法要求路由器在发信息到其他路由器之前需先更新自己的路由表。 链路-状态路由（最短路径优先

59、SPF）算法，需要维护一个复杂的网络拓扑数据库。与距离-矢量路由协议明显不同，链路-状态协议形成和维护网络路由器的 全部信息，以及它们是如何互联的。 当前路由器通过和其他路由器交换链路-状态通告(LSA)来实现搭建全局拓扑数据库。交换了 LSA 的每一个路由器用收到的 LSA来逐步建造一个全局拓扑数据 库，然后 SPF算法根据该数据库计算当前点到所有点的可能最短路径，计算的信息用于更新路由表。这个过程能发现由于组件失败或网络扩展而导致的拓扑 变化。 通过上述过程，最终网络所有节点会各自独立构造出完全相同的全局拓扑数据库，但是根据这个数据库，各节点构建的路由表却各不相同。 （why？） LSA

60、交换由网络中的事件驱动，而不是周期性地运行，这样能大大减小收敛过程，因为在这种情况下路由器没有必要等定时到后才开始汇聚。 SPF 算法的核心思想是：如果要求节点 1 到 5 之间的最短路径，节点 1 和 5之间经过了节点 2，3，4，5。如用 minC(x，y)来表示节点x 到 y 之间的最短路 径。则：minC(1，5)=minC(1，2) +minC(2，3)+minC(3，4)+minC(4，5)。 典型路由协典型路由协议（课本）议（课本） 路由信息协议 RIP OSPF BGP （5）子网（子网数量计）子网（子网数量计算，主机数量，子网地址范算，主机数量，子网地址范围）围） 事实上，不