计算机网络工程教程的附录b c d e

1、5.3 第 4 版的附录 B, C, D 和 E。5.3.1 附录 B随机接入技术：ALOHA在 20 世纪 70 年代初期夏威夷大学首次试验随机接入。这是为了使地理上分散的用户通过无线电来使用中算机。由于无线电信道是一个公用信道，一个站的信息可以同时被多个站收到，而每个站又是随机的，因此这是一个随机接入系统。夏威夷大学早期研制的系统称为 ALOHA，是 Additive Link On-line HAwaii system 的缩写， 而 ALOHA 恰好又是夏威夷方言的“你好”。下面先介绍纯 ALOHA。B.1 纯 ALOHA1. 工作原理纯 ALOHA 就是最原始的 ALOHA。它可以工作

2、在无线信道，也可以工作在总线式网络中。为讨论其工作原理，我们采用如图 B-1 所示的模型。这个模型不仅可代表总线式网络，而且可以代表无线信道的情况。站 1站 2¼站 (N 1)站 N接口总线信道图B-1 ALOHA 系统的一般模型图B-2 表示一个 ALOHA 系统的工作原理。每一个站均自由地数据帧。为分析简单起见，今后帧的长度不是用比特而是用这个帧所需的时间来表示，在图 B-2 中用 T0代表这段时间。我们还设所有的站的帧都是定长的。重发站 116tT0重发再重发站 225t重发站 N 137t站 Nt1234567帧到达tTT00T0T0图B-2 纯ALOHA 系统的工作原理当站

3、 1帧 1 时，其他的站数据，所以站 1 的必定。这里不考虑由信道不良而产生的误码。但随后站 2 和站 N -1的帧 2 和帧 3 在时间上重叠了一些。这就是以前提到过的“碰撞”。碰撞的结果是使碰撞的双方(有时也可能是多方)所的数据都出现差错，因而都必须进行重传。但是发生碰撞的各站不能马上进行重传，因为这样做就必然会继续产生碰撞。ALOHA 系统采用的重传策略是让各站等待一段随机的时间，然后再进行重传。如再发生碰撞，则需再等待一段随机的时间，直到重传为止。图中其余的一些帧的情况是帧 4，而帧 5 和帧 6 发生碰撞。5.3-142. 性能分析下面我们来分析纯 ALOHA 的一些主要性能，这就是

4、吞吐量和平均时延的计算。为便于分析，我们在图 B-2 中用最下面的一个坐标将所有各站的情况在一起，用一个垂直向下的箭头表示某个帧的开始(可以和上面各站的情况对照来看)。从图中可看出，一个帧如欲，必须在该帧时刻之前和之后各一段时间 T0 内(一共有 2T0 的时间间隔)，没有其他帧的3时刻之前 T0 的时间内，出现帧 2 的。否则就必产生碰撞而导致，因此帧 3 和帧 2 的失败。例如，帧都要失败。而帧 4的时刻之前和之后的时间 T0 内，没有其他帧的，因此帧 4 的必定。我们可以把每一个帧看成是有一个帧到达 ALOHA 网络。这样，一个帧的条件，就是该帧与该帧前后的两个帧的到达时间间隔均大于 T

5、0。我们设帧的到达服从泊松分布。但这并全符合实际情况。这是因为，虽然大量的站同时随机地数据帧时，在每个站的通信量都很小的条件下，整个系统的帧到达可看成是泊松过程，但在出现重传过程时，这样的到达过程就不再是泊松过程，而是一个与重传策略有关的较为复杂的过程。然而如果重传时的随机时延足够长，那么认为帧的到达(包括重传帧)是泊松过程仍是合理的。在这样的假定下，就可以使 ALOHA 系统的分析大为简化。在有关ALOHA 系统的文献中，一般都使用这样两个归一化的参数。它们是：(1) 吞吐量 S这又称为吞吐率，它等于在帧的时间 T0 内的平均帧数。出去，帧与帧之显然，0 £ S £ 1，

6、而 S = 1 是极限情况。在 S = 1 时，帧一个接一个地间没有空隙。这种情况虽然使信道的利用最为充分，但在众多用户随机帧的情是不可能实现的。但是，可以用 S 接近于 1 的程度来衡量信道的利用率是否充分。当网络系统达到稳定状态时，在时间 T0 内到达网络的平均帧数(即输入负载)应等于吞吐量 S。(2) 网络负载(offered load)G从网络的角度看，G 等于在T0 内总共的平均帧数。而重传的帧。显然，G ³ S，而只有在不发生碰这里包括的帧和因碰撞未撞时，G 才等于 S。还应注意到，G 可以远大于 1。例如，G = 10，表示在 T0 时间内网络共了 10 个帧，这当然会

7、导致很多的碰撞。在稳定状态下，吞吐量 S 与网络负载 G 的关系为：S = G ×P(B-1)的帧的这里 P是一个帧的概率，它实际上就是的帧在所总数中所占的比例。从图 B-2 可看出，若帧 4 要，帧 3 和帧 4 的时间间隔应大于T0，同时帧 4 和帧 5 的时间间隔也要大于 T0。因此，若帧 4 要，必须在帧 4 到达的前后各一个 T0 的时间内没有其他帧的到达。因为假定了帧的到达是泊松过程，因此在2T0 的时间内有 k 个到达的概率是：(2G)ke, k = 0,1, 2.-2GP在 2T0 的时间内有 k 个到达(B-2)k!在上式中，2G 是在 2T0 的时间内的平均到达帧

8、数。于是S = G ×P = G ×P在 2T0 的时间内有 0 个到达(2G)0= G-2Ge0!5.3-2= Ge-2G这就是 Abramson 于 1970 年首次推导出的 ALOHA 吞吐量公式。当 G = 0.5 时，S = 0.5e-1 » 0.184。这是吞吐量 S 可能达到的极大值。这点从图 B-3 的吞吐量曲线可以看得很清楚。用求极值的方法也可很容易地得出这一结论。S(B-3)0.200.100.G00.51.01.52.0图B-3 纯ALOHA 的吞吐量与网络负载的关系曲线(B-3)式是在假设系统工作在稳定状态下推导出来的。然而图 B-3 所示

9、的曲线在 G 值大于 0.5 呈现负的斜率，因而这段区域是不稳定的。关于这点可做如下解释。设系统工作在 G > 0.5 的某一个点上(G', S')。假定现在由于某种使网络负载 G 增大了一些。根据图中的曲线，吞吐量应下降。这表明的帧数减少而发生碰撞的帧数则增加。这种情况就引起的重传，因而使网络负载 G 进一步增大。这样恶性循环的结果，使工作点迅速沿曲线下降，直到吞吐量下降到零为止。这时，网络负载达到很大的数值。数据帧不断地、碰撞、重传，但是并无有用的输出。整个系统完全不能工作了。可见，在纯 ALOHA 系统中，网络负载 G 一定不能超过 0.5。一个理想随机接入系统的吞

10、吐量 S 的极限值是 1。但纯 ALOHA 的吞吐量的极大值只能达到理想值的 18.4 %。实际上为安全起见，纯 ALOHA 的吞吐量 S 不应超过 10% 。为了提高 ALOHA 系统的吞吐量，在纯 ALOHA 出现之后又有了多种改进的 ALOHA 系统。虽然如此，在许多情，当需要进行突发式的交互性的数据通信时，采用纯 ALOHA这样的方式可能既简单又便宜。当年夏威夷大学进行的实验也正是为这种环境而设计的。现在假定许多异步终端通过多点线路连到主机，线路的数据率为 4800 b/s。设每份报文有60 个字符，而用户用键盘输入一份报文需 2 分钟(包括思考时间)。再设每个字符用 10 bit 进

11、行编码，则每个终端的平均数据率仅 5 b/s。如采用 ALOHA 方式，取 S = 0.1，即仅利用信道容量的 10%，则信道的总数据率为 480 b/s。这样的系统一共可容纳 480/5 = 96 个交互式的用户，还是相当不错的。下面讨论帧的时延。设发完一帧后要经过 R 倍的 T0 后才能收到确认信息因而才能发，一帧所需的时间是 T0(1 + R)。但若所送下一帧。这样，在最好的情的帧发生碰撞而必须重传，情况就不一样了。设由超时定时器决定重传需要经过的时间也是 R 倍的 T0。但重传还要经过一段随机的时延。这样，从决定重传到重传完毕所需要的时间是 n 倍的 T0，而 n 是一个从 1 到某一

12、个事先确定的正整数 K 之间的随机选择出的一个整数(每次重传都要随机选择一次)。重传完毕后，再经过时间 RT0 才能收到确认信息。图 B-4 画的是重传一次的情况。可以看出，当重传一次时，一帧所需的时间(从开始起到可以下一帧时为止)最小是 T1，T1 =T0 + RT0 + T0 + RT0；最大是 T2，T2 =T0 + RT0 + KT0 + RT0。若一个帧平均重传 NR 次才能，则不难得出一个帧总共所需的平均时间为：5.3-3不稳定区域(G¢, S ¢)184D = T0 1 + R + NR (R + (K + 1)/2)(B-4)重传(时延最小)再重传(时延最大

13、)tT0RT0T0RT0T1KT0RT0T2图B-4 重传帧的时延时间平均重传次数显然与整数 K 有关。不难想象，K 越小，重传时帧的碰撞机会就越大， 因而重传次数也会增多。增大 K 值就可以减少再次碰撞的机会。但若使 K 值变得很大，则一帧的平均时延就会很大。理论分析表明，选择 K = 5 是一个很好的折衷。在这种情，重传次数 NR 与 K 的关系不大。此时可得出：G/S = 1 + NR(B-5)再利用(B-3)式的结果，得出NR = e2G - 1(B-6)式表示，当网络负载增大时，帧的重传次数将按指数规律增长。B.2 时隙 ALOHA (S-ALOHA)为了提高 ALOHA 系统的吞吐

14、量，可以将所有各站在时间上都同步起来(这要付出代价)，并将时间划分为一段段等长的时隙(slot)，记为 T0，同时规定，只能在每个时隙开始(B-6)时才能一个帧。这样的 ALOHA 系统叫做时隙 ALOHA 或 S-ALOHA。图B-5 为两个站的时隙 ALOHA 的工作原理示意图。图中的一些向上的垂直箭头代表帧的到达。时隙的长度是使得每个帧正好在一个时隙内完毕。从图 B-5 可看出，每一个帧在到达后，一般都要在缓存中等待一段时间(这时间小于 T0)，然后才能出去。当在一个时隙内有两个或两个以上的帧到达时，则在下一个时隙将产生碰撞。碰撞后重传的策略与纯 ALOHA 的情况是相似的。重传站 1t

15、T0帧到达帧到达重传站 2tT0帧到达帧到达图B-5 时隙ALOHA 的工作原理现在推导时隙 ALOHA 的吞吐量公式。吞吐量 S 与网络负载 G 的定义与纯 ALOHA 的相同。参阅图 B-5。设一个帧在某个时隙开始之前到达。显然，此帧能够没有其他帧在同一时隙内到达。因此，的条件是S = G ×P = G × P在 T0 的时间内有 0 个到达(G)0=-GGe0!5.3-4Ge-G=(B-7)此公式为 Roberts 在 1972 推导出来的。当 G = 1 时，S = Smax = e-1 » 0.368。图 B-6 画出了(B-7)式表示的曲线。为便于比较

16、，纯 ALOHA 的吞吐量且也画在同一坐标中。可以看出， 对于时隙 ALOHA，不稳定区域位于 G > 1 的部分。S0.40时隙ALOHAS = Ge-G0.300.20纯ALOHA0.10 0.184 S = Ge-2GG00.51.01.52.02.5图B-6 时隙ALOHA 与纯ALOHA 的吞吐量曲线时隙 ALOHA 的一帧的平均时间的计算方法与纯 ALOHA 的相似。只是要注意，每个帧到达站的时间是随机的，到下一个时隙的到来平均要等待时间 T0/2，因此现在要在(B-4)式右端两个地方加上 0.5，即D /T0 = 1.5 + R + NR R + 0.5 + (K + 1)

17、/2(时隙 ALOHA)(B-8)这里 NR 是帧的平均重传次数。当 K 很大时，NR 与 K 基本无关。这样可以很容易求出：NR = eG - 1(时隙 ALOHA)(B-9)若 K 不是很大，NR 将与 K 有关，其关系的计算相当复杂，此处从略。实际上，只要 K ³ 5， (B-4)式和(B-8)式都还是相当准确的。K 的大小对帧的时延有很大的影响。K 太大会使时延增大。但 K 太小又会使重传时的碰撞机会增大，这反而会增加重传次数。可见存在一个最佳的 K 值。但帧的时延对 K 值的选择并不灵敏(只要 S 不是太接近于极限值)。一般可取 K = 5。图B-7 画的是两种 ALOHA

18、 的归一化的帧平均传输时延 D/T0 与吞吐量 S 的关系曲线。这是在忽略时延并令 K = 5 的条件下得出的。从两条曲线的对比可看出，当吞吐量很小时，纯 ALOHA 的性能要稍好一些。但当吞吐量增大时，纯 ALOHA 的时延会急剧上升(尤其是当 S 接近于 0.18 时)，而对时隙 ALOHA 却可以在更高的吞吐量下工作。D/T0纯ALOHA54321时隙ALOHAS00.10.20.30.4图B-7 帧的平均传输时延与吞吐量的关系曲线(无时延，K = 5)最后还要强调一下，这两种 ALOHA 的吞吐量公式的推导，都是假定站的数目很大(理论上应为无穷大)，而每一个站一个帧的概率很小(理论上应

19、趋向于零)，因为只有在这个条件下，各站随机地帧的总效应才相当于泊松过程。然而在实际上站的数目总是有5.3-50.368限的。这样就产生一个问题：对于有限的站数，如使用前面推导的公式，究竟会带来多大的误差。现在以时隙 ALOHA 为例，来研究有限站数的吞吐量公式。假设共有 N 个站。各站Si 为站 i 在任一时隙地随机帧，一个时隙的长度正好可以一个帧。设(发和不一一个帧的概率。于是，1 - Si 为站 i 在任一时隙没有送失败或根本没有)的概率。再设 Gi 和 1 - Gi 分别为站 i 在任一时隙个帧的概率。显然，对所有 i，我们有 Si £ Gi。因为各站帧是的，所以NS j =

20、Gj Õ(1 - Gi )i=1 i¹ j(B-10)现在再设各站的统计特性都相同，即 Si = S/N 和 Gi = G/N，而 S 和 G 分别为整个系统的吞吐量和网络负载，则(B-10)式可化：S = G(1 - G/N)N-1这就是有限站数的 ALOHA 系统的吞吐量公式。利用公式(B-11)lim(1 + x / n)n = ex ，n®¥(B-11)式在 N ® ¥时变为S = lim G(1 - G / N )N-1 = Ge-G(B-12)N ®¥这正是前面导出的(B-7)式。对(B-12)式的 S

21、 求极值。得出当 G = 1 时，S 达极大值Smax = (1 - 1/N)N - 1表B-1 列出了不同 N 值和相应的 Smax 值。(B-13)表 B-1时隙 ALOHA 的最大吞吐量与站数的关系从表中所列数值可以看出，只要有 20 个站(或些)，就可以利用无穷多站的模型所得出的各种结论和公式。我们还可看出，只有在 N = 1 时，Smax 才等于 G，这时没有重传的帧。随着站数的增多，Smax 值迅速下降，最后趋于 1/e。5.3-6N12351020100¥Smax10.50.4440.4100.3870.3770.3700.368习题：B-01试用其他方法导出(B-3)

22、式。例如，从“G = S + 平均重传次数”出发，求出平均重传次数为 G(1-e-2G)，然后解出 S 来。(提示：计算至少发生一次的概率。)B-02 若干个终端用纯 ALOHA 随机接入协议与远端主机通信。信道速率为 2400 b/s。每个终端平均每 2 分钟一个帧，帧长为 200 bit，问终端数目最多为多少？若采用时隙ALOHA 协议，其结果又如何？若改变以下数据，分别重新计算上述问题：(1)(2)(3)帧长变为 500 bit。终端每 3 分钟一个帧。线路速率改为 4800 b/s。B-03 在纯 ALOHA 协议中，工作在 G = 0.5 的状态，求信道为空闲的概率。B-04 在时隙

23、 ALOHA 协议中，若帧长为 k 个时隙的时间，而帧可在任一时隙开始时出去。试计算此系统的吞吐量。由此导出 k = 1 和 k时的结果，并加以解释。B-05 10000 个终端争用一条公用的时隙ALOHA 信道。平均每个终端每小时时隙长度为 125 ms。试求网络负载 G。B-06 时隙ALOHA 的时隙为 40 ms。大量用户同时工作，使网络每秒平均括重传的)。帧 18 次。50 个帧(包(1)(2)(3)试计算第一次即的概率。试计算正好每个帧平均要k 次然后才多少次？的概率。B-07若时隙 ALOHA 系统有 10 % 的时隙是空闲的，问网络负载 G 和吞吐量 S 各等于多少？现在系统过

24、载否？B-08一时隙 ALOHA 系统有 4 个站，各站在一个时隙内的帧率分别为 G1 = 0.1, G2 =0.5, G3 = G4 = 0.2。试计算每一个站的吞吐量和整个系统的吞吐量以及空闲时隙所占的比例。B-09试证明：在采用时隙 ALOHA 协议时，各站都相同的有限用户系统的最大吞吐量发生在 G = 1 时。B-10一站数很大的时隙 ALOHA 系统在工作时，其空闲时隙占 65 %。试求 S 和 G。5.3-75.3.2附录C综合业务数字网：ISDNC.1 窄带综合业务数字网 N-ISDN当人们认识到数字技术的优越性时，就将其用于模拟通信网中的传输系统或交换系 统。于是人们就设想使各

25、种不同业务的信息，经过数字化后，都在广域网中传送和交换。这就是综合业务数字网 ISDN (Integrated Services Digital Network)。后来由于又提出了宽带综合业务数字网 B-ISDN，因此 ITU-T（即前 CCITT）在 20 世纪 70 年代中期提出的 ISDN 就称为窄带 ISDN，或 N-ISDN。ISDN 的国际标准由 ITU-T 制订。ISDN 的信令采用共路信令 CCS (Common-Channel Signaling)。我们知道，信令系统是电信网的神经中枢，它使各交换机之间传递和交换必要的信息，使网络能够正常运行。传统的公用网的信令是采用随路信令

26、(又称为带内信令)，即局间信令和话音信号都在同一个网中的标准 4 kHz 话路中传送。这种信令功能较差，传送速率慢，且易受干扰。1976 年美国开始在交换局之间建造一个分组交换网用来传送共路信令。这个传送信令的网络就叫做共路局间信令网。共路局间信令网在使用程控交换局的基础上，利用高速链路以分组交换方式传送局间信令。一群话路(如几百条)可以用分时方式共享一条共路信令的链路。由于共路信令在逻辑和物理上均与要用于：呼叫建立、路由选择和呼叫计费。信号相，故又称为带外信令。共路信令主；内部数据库；网络运行与支持；7 号信令系统(SS7)是最新的共路信令系统。它的总目标是提供一个国际标准化的、具有普遍目的

27、的共路信令系统，使具有程控交换机的数字通信网运行在最佳状态，并能提供一种按序的、无丢失、不重复和可靠的信息传输。ISDN 最基本的概念就是在用户和 ISDN 之间的连线相当于一个数字比特管道。管道中的双向比特流可来自数字机或数字传真机等其他终端。这种数字比特管道用时分复用方式可支持多个通路(channel)。复用的比特流的格式在接口标准中都有明确的规定。家庭用较小的带宽即可。而则要用较高的带宽，甚至多个数字比特管道。注：对channel 的标准译名是：“信道”，又称“通路”MINGCI93。本书选用了后者。ISDN 定义了一些标准化的通路，用一个英文字母表示。其中最常见的是 B 通路（64 k

28、b/s 的数字 PCM 话音或数据通路）和 D 通路（16 或 64 kb/s 用作带外信令的数字通路）。在 ITU-T 规定的标准化组合中，以下两种是最重要的：(1) 基本速率 2B + D = 144 kb/s，这里 D 通路为 16 kb/s。这种速率是为了给家庭或小提供的服务。这里一个 B 通路用于，而另一个 B 通路用于传送数据。(2) 一次群速率 23B + D (美国和)或 30B + D (欧洲)，这里 D 通路为 64 kb/s。一次群速率可适应的 T1 系统(1.544 Mb/s)或 E1 系统(2.048 Mb/s)。B 通路可支持电路交换的数字和数据等业务，也可支持分组

29、交换的数据。ITU-T 将 ISDN 提供的业务分为基本业务和补充业务。基本业务又分为以下两种：(1) 承载业务(Bearer Service)(2) 用户终端业务(Teleservice)这是网络向用户提供的低层信息传递能力。这种业务不仅使用信息传递的低层功能，同时还包含功能。这是终端操作员利用终端实际上所获得的业务能力。补充业务是对基本业务的改变或增添，通常可与多个基本业务结合供用户使用。5.3-8当 ISDN 的思想提出后，有不少人曾设想今后可能用 N-ISDN 来代替传统的网。然而事与愿违，由于技术发展得很快，N-ISDN 的制订出来，其技术水平就已经不够先进了。ISDN 的 64 k

30、b/s 的B 通路速率就是和 10 Mb/s 的以太网相比也是很不相称的， 更不用说用来传送宽带的图像信息了。这就使得 N-ISDN 的发展和当初设想的不一样，有些人甚至认为 N-ISDN 已经没有什么前途了。然而近几年来因特网的用户急剧增长，使得N-ISDN 又找到了一些市场。这就是用户可以使用一条 B 通路上网，而用另一条 B 通路打。或者用整个基本速率共 144 kb/s 的数字链路接入到因特网。这就是电信部门宣传的“一线通”，它的一个很大的好处就是使只拥有一条线的用户在上网的同时，还能够接打，并且上网的速率比使用 56 kb/s 调制解调器的效果还要略好些。因此，在今后的一段时期，N-

31、ISDN 还有可能会得到某种程度的发展，但这可能只是一种过渡的网络。C.2 宽带综合业务数字网 B-ISDN随着电子技术的飞速发展，特别是光纤技术、VLSI 技术、光盘技术、高速高分辨率工作站的出现，一方面，数据传输的速率已越来越快，另一方面，各种新的业务也不断涌现，使用户对高速网络的需求显得格外迫切（如传输高保真度的音频信号和就需要 Mb/s 级的传输速率，而传输高质量活动图像则需 Gb/s 级的传输速率）。现在千兆以太网和 10 千兆以太网已经问世，而每秒几十或上百吉比的传输速率也在广域网上实现了。由于 N-ISDN 很难适应用户的宽带需求，因此在 N-ISDN 还远未广泛推广使用时，一种

32、新型的宽带综合业务数字网 B-ISDN (Broadband-ISDN)的思想就提出来了。宽带综合业务数字网 B-ISDN 也是企图将各种业务，如话音、数据、图像以及活动图像都综合在一个宽带网络中进行传送和交换，包括了 N-ISDN 所有的业务功能。B-ISDN的最重要的任务就是要以全新的交换体制来支持所有可能的电信业务。更具体些，B-ISDN与 N-ISDN 相比，具有以下的一些区别：(1) N-ISDN 使用的是电路交换。只是在传送信令的 D 通路使用分组交换。B-ISDN 使用的交换方式是快速分组交换，即异步传递方式 ATM。(2) N-ISDN 是以目前正在使用的网为基础，其用户环路采

33、绞线(铜线)。但在绞线）。B-ISDN 中，其用户环路和干线都采用光缆（短距离的通信也可使(3) N-ISDN 各通路的比特率是预先设置的。如 B 通路比特率为 64 kb/s。但 B-ISDN 使用虚通路的概念，其比特率只受用户到网络接口的物理比特率的限制。(4) N-ISDN 无法传送高速图像，但 B-ISDN 可以传送服务质量有保证的高速图像。虽然B-ISDN 的想法看来也不错，但由于使用 IP 技术的因特网的飞速发展，以及由于ATM 设备的过于昂贵，因此 B-ISDN 的发展远远不如当初设想的那样快。到现在，人们关心的是：传统电信网将如何演进到以 IP 为的下一代网络，而 B-ISDN

34、 也已成为了历史名词。5.3-95.3.3附录D关于 ATM 的通信量D.1ATM 通信量的特点ATM 网络的设计目标是在同一个网络中支持各种服务，而不同服务的通信量(traffic)特性和对服务质量的要求则各不相同。传统分组交换网或帧中继网的流量机制无法实现 ATM 网络的设计目标。这是因为：和拥塞(1)音频或(2)在 ATM 网络中有许多的通信量并不适于进行流量数据的源端点并不能暂停产生信元。由于信元的传输时延远远小于信元在网络中的。例如，当网络发生拥塞时，时延，进行拥塞的反馈就显得太慢。(3) ATM 网络支持的应用所需的传输容量的变化范围很大，从每秒几千比特到每秒几百兆比特。简单的拥塞

35、方法无法适应这样大的数据率变化范围。(4) ATM 网络上的应用可以产生差异很大的通信量模式，从恒定比特率到可变比特率。传统的拥塞技术很难处理这样多种的通信量模式。(5) ATM 网络上的不同应用需要不同的网络服务。如音频和的服务，而文件数据则需要对丢失敏感的服务。数据需要对时延敏感(6) 交换和传输的极高速率使得 ATM 网络在进行拥塞和通信量时变得难于。有时甚至会在流量在 ATM 网络中对通信量中产生很大的和无用的波动。有重要影响的是以下的两个特性：(1) 在物理现考虑ATM 信中存在大量正在传送的比特622 Mb/s 的速率向网络。在此速率下，向网络一个信元所需的时间是( 53 

36、0; 8 )/( 622 ´ 106 ) » 0.68 ´ 10-6 s。假定一条连接长度为 2000 km，其时延为 10 ms（这里忽略 ATM 交换机带来的时延），因而往返时延为 20 ms。现假定连接的一个端点 A 向另一个端点 B 传送一个大的文件。A 至少要经过往返时延20 ms 才能收到 B 发现网络出现拥塞的报告。但在 20 ms 内，A 已经向网络注入了 N 个信元，而N = ( 20 ´ 10-3 )/( 0.68 ´ 10-6) = 29.4 ´ 103也就是说，在 A 能够对网络的拥塞作出响应之前，就已经向网络

37、注入了近 3 万个信元，相当于在网络的中注入了超过 12 Mb 的数据量。这就可以解释为什么许多传统的能够使用的拥塞技术不能用于 ATM 网络。(2) 信元的时延偏差时延偏差也称为时延抖动（见 10.1 节）。产生信元时延偏差的主要有两个。一个是网络中的通信量过大，出现了拥塞。另一个时间上有重叠（见图 D-1）。是在物理层将 ATM 层交下来的信元在假定两个端点之间建立了两个连接：连接 1 和连接 2，其数据率分别为 X Mb/s 和 YMb/s。这两个连接上都是每隔一定时间一个数据块。在 AAL 层最后形成的 PDU 都是48 字节长，但在横坐标为时间的图上却不一样长，其长度分别是(48 &

38、#180; 8)/X 和(48 ´ 8)/Y，长度的是微秒。AAL 层的 PDU 通过 ATM 层的服务点，交给了 ATM 层。再通过有的信元必须一个接一个地ATM 层的服务串行传送。点交给物理层。最后到物理层传送现在可以看出产生信元时延的因素有这样一些：5.3-10(1) ATM 信元形成后不能立即到物理层，因为物理层已经有了一个信元正在传送；(2) 连接 1 和连接 2 的信元在时间上可能会有一些重叠；(3) 物理层要加上必要的开销（如 SDH 帧首部中的字段）；(4) ATM 层还要产生少量的 OAM插在用户的信元流之中。上述诸因素产生的信元时延都是不可预见的，因此信元的端到端

39、时延不是恒定的。 以上ATM 通信量的特点，需要设计一种新的通信量管理(traffic management)机制。这种通信量管理机制的要点就是当用户建立连接时都必须与网络达成一个合约(contract)： 用户受合约规定的通信量特性的约束，而网络满足用户的服务质量要求。在合约中要使用所讨论的一些参数。时间48 字节，X Mb/s连接1，X Mb/sAAL 层48 字连接2，Y Mb/sATM 层 SAPATM 层OAM F物理层 SAP物理层物理层开销图D-1 产生信元时延偏差的D.2ATM 通信量管理中的一些重要参数描述用户的通信量特性的主要参数（对每一条虚连接）有以下四个：(1) 峰值信

40、元速率 PCR (Peak Cell Rate)用户打算信元的最高速率。例如，发送端打算每 4 ms 向网络注入一个信元，则 PCR 为 250000 信元/秒，虽然信元的实际时间可能只有 2.7 ms。(2) 持速率 SCR (Sustainable Cell Rate)在一段时间内（但这段时间应远大于在峰值信元速率 PCR之间的时间间隔）的平均信元速率。对于恒定比特率的服务，SCR = PCR。但对于其他一些服务种类，SCR 可能远小于 PCR。PCR 与 SCR 的比值可用来度量数据流的突发性。请注意：持速率 SCR 并不是在任意一段时间内的平均信元速率！SCR 不等于在任意一段很长的时

41、间内的信元总数除以总的时间。在突发性数据时，SCR 大于平均信元速率。SCR 是一个 ATM 连接上的平均信元速率的上限值。有了参数 SCR 就使得网络可以给许多可变比特率的用户合理地分配网络必给每一个用户按照其 PCR 分配。，而不(3) 最大突发长度 MBS (大数目。当用户按照 MBS据率不超过参数 SCR。um Burst Size)在 PCR 速率下可连续的信元最整块的数据时，数据块之间必须有足够的间隙使其持续数(4) 最小信元速率 MCR (Minimum Cell Rate)是用户能够接受的最小信元传送速率。若网络不能保证此 MCR 值，用户可拒绝此连接。在可用比特率 ABR 中

42、，实际的信元5.3-11HHHHHHHHHHHH5HHHH节，Y Mb/s速率在 MCR 与 PCR 之间，并且会动态地变化。MCR 值可以为零。描述接上的通信量的参数是：容许的信元时延偏差 CDVT (Cell Delay Variation Tolerance)每一个信元在网络中经受的时延均有差异。当传送话音或视像信息时，应对信元时延偏差规定其上限，否则就不能容许。此参数与 PCR 或 SCR 均无关。描述 ATM 的服务质量 QoS 的主要参数有以下三个：(1) 信元传送时延 CTD (Cell Transfer Delay)准确地说，这是从一个信元的最后一个比特离开源 UNI 到该信元

43、的第一个比特到达目的 UNI 所经历的时间。实际上，CTD 是一个变量，应当用它的概率密度函数来表示。图 D2 说明了这一情况。图中的的固定时延minCTD 是每一个信元都要经历的时延，它包括经过物理的时延、时延，以及 ATM 交换机带来的处理时延。在固定时延的基础上还要加上可变时延。这部分时延是由交换机对信缓存和调度所引起的时延。对每接规定一个最大信元传送时延 maxCTD，只要时延超过 maxCTD 的信元由于已经失去应用价值就应将其丢弃，或在所占的比例为a。a是一个很小的数，其量级约为 10-10。某些情延迟交付。这部参数 CDV 标识到达时间的分散程度。对于实时通信，参数 CDV 往往

44、比比 CDT 更为重要。概率密度函数1 - a信元传送时延CTDa0丢弃或延迟交付信元时延偏差CDV固定时延minCTD最大信元传送时延maxCTD图D-2 信元传送时延的概率密度函数(2) 信元时延偏差 CDV (Cell Delay Variation)在接中 maxCTD 与 minCTD之差。CDV 有时也称为峰时延偏差(peak-to-peak CDV)。不应将CDV 与 CDVT 弄混。参数 CDV 在连接建立时要进行协商（对于交换虚连接），而参数 CDVT 通常都是在 UNI 设置的，并且是不能进行协商的。(3) 信元丢失率CLR (Cell Loss Ratio)数之比。ATM

45、 的通信量管理机制分为基于连接的通信量管理和基于信元的通信量管理。前者是在接中丢失信元数与所有传输的信元在连接建立阶段进行的，而后者则是在连接建立后在传送这所使用的管理机制。基于连接的通信量管理对于可以通信量特性的应用（比如实时连续流类型的服CAC (Connection Admission Control)和网务）很有效。此类机制包括两种：连接络管理。CAC 是指对一个新的连接请求，ATM 网络根据当时的情况和新连接的通信量特性，QoS。若是，则网络能否在接入新连接之后仍然保证已有连接的 QoS 和这个新连接的接入，否则就拒绝接入。网络管理则沿着连接通路用的网。实际上，络带宽和所有交换机的缓

46、存，使得所有接入的应用都能得到所需的网络连接CAC 需要得到网络管理的报告，才能知道网络是否能满足新的连5.3-12接的需求。基于信元的通信量管理包括使用参数(Traffic Shaping)、调度、缓存管理和反馈UPC (Usage Parameter Control)、通信量整形。UPC 是根据用户与网络的通信量合约而进行的。UPC 的目的是监视用户是否了这个合约，并对违约信适当的处理，例如，可丢弃违约信元，也可将信元首部的 CLP 比特从 0 变到 1，使该信元成为低优先级信元。常用的 UPC 算法就是著名的漏桶算法。在 ATM的通信量管理规范中，该算法被称为一般信元速率算法 GCRA

47、(Generic Cell Rate Algorithm)，用来定义用户通信量违约的标准。D.3ATM 服务的五个种类为了便于通信量管理，ATM种类(category)：制将 ATM 的服务按照比特率的特点划分为以下 5 个(1) 恒定比特率 CBR (Constant Bit Rate)用户提出所需的数据率，而吞吐量、时延和时延偏差均能满足要求。CBR 还适用于实时的视像传送系统。(2) 实时可变比特率rt-VBR (real-time Variable Bit Rate)可变比特率VBR (VariableBit Rate)并不是只有一个速率，它定义了一个正常使用的持续数据率和一个在峰值期

48、间偶尔使用的更快的突发数据率。实时可变比特率 rt-VBR 主要用于实时电视会议。这时，屏幕上的画面时而相对静止时而变化很快。当采用 MPEG 标准对信号进行压缩时，传输的比特率的变化就很大。rt-VBR 就是为了这种需要而提出的。这时，信元时延的平均值和最大偏差都必须受到严格的。(3)时可变比特率 nrt-VBR (non-real-time Variable Bit Rate)和 rt-VBR 相似，但不指明延偏差非上限，同时有少量的信元丢失率。属于这类的如多电子邮件和存放在上的信息。(4) 不指明比特率 UBR (Unspecified Bit Rate)用来支持“尽最大努力交付”的时应

49、用。用户随时可数据，但服务质量 QoS 不能保证，网络对通信量也没有反馈机制。对于 UBR 也可指明 PCR 或 CDVT，但这都不是必须的。是否要用 UBR 对通信量进行调整，这要由网络来决定。网络在发生拥塞时可将 UBR 信元丢弃。(5) 可用比特率 ABR (Available Bit Rate)这类服务是对 UBR 的改进。在传送突发性的数据时，ABR 不仅将信元丢失率 CLR 降低到可接受的程度，而且对网络的可用也提供了更加有效的利用。我们知道，当使用恒定比特率传送突发性数据时，若按峰值负荷选择线路带宽，则在轻载时线路的容量将会浪费很多。但若按轻载选择线路带宽，则在重载时又可能出现拥

50、塞。ABR 的设计目的是使数据业务（不是实时业务）能够充分利用其他高优先级业务（CBR 和 VBR）剩下的可用带宽，并试图在所有的 ABR 用户之间以公平合理的方式动态地共享网络的可用带宽。因此，ABR 可提高网络的利用率而影响 CBR和 VBR 连接的服务质量。当网络处于轻载时，ABR 用户可以按照峰值信元速率 PCR 来发送数据，因而提高了网络的效率。ABR 服务根据网络的当前负荷情况，依靠反馈机制调整源端点的速率。ABR 用户则按照这种反馈，调整的速率，因而可获得较小的信元丢失率 CLR（这点是 ABR 和 UBR 的主要区别）和较公平地共享网络的。当网络处于重载时，若 ABR 用户不能

51、按照反馈机制降低信元的速率，则该 ABR 用户将到明显的信元丢失。ABR 用户指明的通信量参数是峰值信元速率 PCR、容许的信元时延偏差 CDVT 和最小信元速率 MCR。MCR 是 ABR 服务必须给用户提供的最小带宽。若 MCR 为零，则对 ABR 用户就没有保证任何的带宽。但即使是这样，只要信道中还有剩5.3-13余的带宽，ABR 的源端点也还是可务种类及其属性。数据的。表 D-1 是 TM 4.0 规定的 ATM 的五个服表D-1 ATM 的五个服务种类及其属性（表中的ü表示有这个参数或属性）CBRrt-VBRnrt-VBRUBRABR通信量参数：PCR, CVDTSCR,

52、MBS, CDVT MCR服务质量QoS 参数：CLRmaxCTD, 峰峰CDV其他属性：带宽保证ü-üü-üü-ü-ü-ü-üüüüü-ü-ü-3/4, 5数据传送文件üü-1üü-2话音ü-ü-3/4, 5数据电子邮件选项-üü5数据浏览网页适用于实时通信适用于突发性通信用反馈进行流量常用的AAL 类使用场合举例话音、视像T1 或E1 电路 实时电视会议 多图 D

53、-3 说明了 ATM 的几种不同比特率的区别。图的意思很清楚，不需要的解释。 UBR ABR信道容量CBR时间图D-3 几种不同比特率的区别5.3-14VBR5.3.4附录E最短路径算法Dijkstra 算法在路由选择算法中都要用到求最短路径算法。最出名的求最短路径算法有两个，即Bellman-Ford 算法和 Dijkstra 算法。这两种算法的思路不同，但得出的结果是相同的。我们在下面只介绍 Dijkstra 算法，它的已知条件是整个网络拓扑和各链路的长度。应注意到，若将已知的各链路长度改为链路时延或费用，这就相当于求任意两结点之间具有最小时延或最小费用的路径。因此，求最短路径的算法具有普遍的应用价值。下面以图 E-1 的网络为例来讨论这种算法，即寻找从源结点到网络中其他各结点的最短路径。为方