《现代网络技术》课件第7章

第7章广域网与路由技术7.1广域网的体系结构7.2广域网的路由问题7.3路由选择算法7.4拥塞控制7.5X.25分组交换网7.6帧中继7.7ISDN习题

7.1广域网的体系结构7.1.1广域网的组成广域网一般由主机(Host)和通信子网(CommunicationSubnet)组成。其中主机称做端系统。通信子网由一些结点交换机(也叫交换机、分组交换结点、数据交换设备)以及连接这些交换机的链路组成(简称子网)。结点交换机完成分组存储转发功能。结点之间都是点到点的连接，但为了提高网络可靠性，通常一个结点交换机往往与多个结点交换机相连。因此可以这样来理解，通信子网的作用是在主机与主机之间传送信息，而主机主要负责数据处理，面向网络应用，是网络资源的拥有者。通信子网和主机组成了网络的资源子网。所以，将网络的通信(通信子网)和应用(主机)分离开来，可简化整个网络系统的设计和分析。从层次上考虑，广域网和局域网的区别很大，因为局域网使用的协议主要在数据链路层及一部分物理层上，而广域网主要靠通信子网实现低3层的功能，其使用的核心协议集中在网络层。由于在广域网中两台主机之间可能存在多条通信链路，因此要解决的一个非常重要的问题就是路由选择。从这个意义上说，广域网的拓扑决定了它不能使用局域网普遍采用的多点接入技术。由主机组成的资源子网主要完成高层协议功能。传输层成为通信子网和资源子网的界面。图7-1表示相距较远的局域网通过路由器与广域网相连，组成了一个覆盖范围更广的互联网(互联网技术将在第8章中讨论)。这样，局域网就可通过广域网与另一个相隔很远的局域网进行通信。路由器是一种特殊用途的计算机，在图中将它画在两种网络之外，其实它既属于局域网也属于广域网，局域网通过它接入广域网，广域网中的结点交换机在某种意义上也是路由器。广域网和局域网都是互联网的重要组成构件，尽管它们的结构和作用距离相差很远，但从互联网的角度来看，它们都是平等的(这点在学习第8章后才能真正理解)。图7-1由局域网和广域网组成的互联网7.1.2广域网的通信服务广域网向上可提供两类服务：无连接服务和面向连接服务。无连接服务好比邮政系统。每个分组(信件)带有完整的目的地址，经由系统选择的路径传送。一般场合，若多个分组发往同一目的地时，则应是先发先到。但也不尽然，有的分组可能在途中延误了，则会发生先发后到的情况。面向连接服务好比电话系统。当要通话时，先要拨号建立连接，接着谈话，然后挂断。这与数据通信中的建立连接、数据传送、拆除连接的过程是类似的。目前，大多数网络系统都为面向连接服务提供了数据流界面，例如Internet中TCP协议的调用接口套接字(Socket)。使用这种接口，用户不用考虑如何划分数据的分组或低层如何传输。面向连接服务又可分成两种形式：永久性连接服务和非永久性连接服务。前者只是在第一次通信之前进行连接，此连接路径被存储起来。以后这两台计算机之间的通信就不用再进行连接了。后者在每个应用(或数据流)开始之前，都需要先进行连接。目前常用的IP协议是无连接的，而低层的通信子网则既有面向连接的(如ATM、帧中继等)，也有无连接的(如传统以太网、交换式以太网、千兆位以太网、令牌环、FDDI等)。对于高层而言，TCP协议则提供面向连接的服务，这样，IP协议的无连接特性可被TCP所屏蔽。无连接服务和面向连接服务的具体实现就是所谓的数据报(Datagram)服务和虚电路(VirtualCircuit)服务。

1)数据报服务数据报服务的特点是：

(1)主机只要想发送数据就可随时发送，无需在源站和目的站之间建立虚连接。

(2)每个分组根据其标识的地址独立地选择路由。

(3)数据报不保证按发送顺序到达目的站，即先发送出去的分组不一定先到达目的站。同样，也不保证不丢失和不重复。

(4)当网络发生拥塞时，网络中的某个结点可以将一些分组丢弃。因此，数据报提供的服务是不可靠的，它不能保证服务质量(QoS)，而是一种“尽最大努力传输”的服务。

(5)端到端的流量和差错控制由主机负责。当需要把数据按发送顺序交付给目的主机时，在目的站还必须把收到的分组缓存一下，等到能够按顺序交付主机时再进行交付。

(6)适用于批量短报文传送、电子邮件及多播等应用环境。当然，数据报服务中也可以作带有确认的数据报服务，这好比寄出的挂号信又要求回执一样，当收到回执后，才确认信被无误地接收到了。

2)虚电路服务虚电路服务的特点是：

(1)源主机与目的主机通信之前，源主机要先请求一个虚呼叫，即发送一个特定格式的呼叫分组到目的主机请求进行通信，同时通过这个请求也寻找到一条合适的路由。若目的主机同意通信，就发回响应，然后双方就可以传送数据了。通信双方建立的这条路由就是所谓的“虚电路”，它是一条逻辑连接。

(2)发送的所有分组都必须走这条虚电路传送，数据传送结束后，还要释放这条虚电路。这一点很像电话通信，先拨号建立连接，后通话，通话结束后要挂机。

(3)能保证按顺序交付，不丢失和不重复。

(4)提供可靠、有质量保证的服务，适用于文件传送的应用场合。

(5)端到端的流量和差错控制由通信子网负责。需要注意的是，由于采用了存储转发技术，所以这种虚电路就和电路交换的连接有很大的不同。在电路交换的电话网上打电话时，两个用户在通话期间自始至终地占用一条端到端的物理信道。但当我们占用一条虚电路进行计算机通信时，由于采用的是存储转发的分组交换，所以只是断续地占用一段又一段的链路，虽然我们感觉好像(但并没有真正地)占用了一条端到端的物理电路。建立虚电路的好处是可以在有关的交换结点预先保留一定数量的缓冲区，作为对分组的存储转发之用。这两种服务适用于不同的通信场合。很多情况下，网络上传送的报文长度都是很短的，若采用128个字节为分组长度，则往往一次传送一个分组就够了。在这种情况下，用数据报既迅速又经济。若用虚电路，为了传送一个分组而建立虚电路和释放虚电路明显要浪费网络资源。但从另一个角度看，为了在交换结点进行存储转发，在使用数据报时，每个分组必须携带完整的地址信息。而在使用虚电路的情况下，每个分组不需要携带完整的目的地址，而仅需要有虚电路号的标志，这样就使分组的控制信息部分的比特数减少，因而减少了额外开销。这两种服务对于差错处理的方法也有差别。在数据链路层虽然使用了链路的差错处理方法，保证其可靠传输，但由一段段可靠的链路组成的网络端到端通信时，仍有可能出现差错，这样的差错主要发生在某个结点的处理机故障。由于数据报服务是一种不可靠服务(不能保证按序交付，也不保证不丢失和不重复)，所以在使用数据报的情况下，主机要承担端到端的差错控制。而虚电路服务是一种可靠服务(保证分组按序交付，且不丢失和不重复)，所以当采用虚电路服务时，端到端的差错控制由网络负责，即途经虚电路的每个结点都要进行差错处理，只要每条虚电路事先保留足够的缓冲区，那么差错控制就比较容易处理。此外，由于数据报服务的每个分组可独立地选择路由，当某个结点发生故障时，后续的分组就可另选路由，因而提高了可靠性。但在使用虚电路时，结点发生故障就必须重新建立另一条虚电路。利用数据报服务还能将一个分组发送到多个地址(即广播或多播)。表7-1归纳了虚电路服务与数据报服务的主要区别。7.2广域网的路由问题7.2.1分层编址与路由表从连接计算机的角度来看，连接到广域网上的每一台计算机(与局域网一样)都被指定一个地址，发送方计算机必须给出目的计算机地址才能发送数据。广域网使用的编址方案是把地址分成几部分。比如最简单的编址是把地址分为前后两部分，前一部分表示结点交换机，后一部分表示连接在交换机上的计算机。如图7-2表示网上有三个交换机(编号分别为1、2和3)，每个交换机所接入的计算机按端口号进行编号，用一对十进制整数表示一个地址，比如[2，6]代表连接到交换机2上端口号为6的计算机地址。不难看出，采用这种编址方法，在整个广域网中的每一台计算机的地址一定是惟一的。在实际应用中用二进制数来表示一个地址，这个二进制数的前几位表示地址的第一部分(交换机号)，而剩下的后面几位表示地址的第二部分(端口号)。因此，对用户和应用程序来说这个地址被视为一个数，而不必知道这个地址是分层的。图7-2广域网中的地址和交换机中的路由表总之，在广域网中必须依靠这样的分层地址结构才能保证计算机之间的通信，否则将无法实现通信。因此，结点交换机的一个极其重要的作用就是提供一张路由表，通过它进行分组转发。网中的每一个结点交换机都有一张路由表，图7-2给出了交换机2的路由表，为简便起见，表中只列出了最重要的两项内容，第一项为分组要发往的目的站地址，第二项为分组应转发的下一站。下一站用交换机号(或转发端口号)表示，也称做下一跳。如果目的站是直接发往连接在本交换机上的计算机，那么不作转发而直接交给本交换机相应的端口。7.2.2广域网的路由问题归根到底，解决广域网的路由问题就是如何实现分组在交换机中的转发，那么设置路由表就是为了实现这种转发。为了清楚地分析、研究广域网的路由问题，通常采用图论中“图”的方法来表示一个广域网并加以分析。图中的结点表示广域网中的交换机，结点之间的边表示广域网中的链路。图中没有标名计算机，因为路由问题与计算机无关。图7-2的广域网所对应的“图”表示成图7-3所示。根据这个图，可以得到每一个结点的路由表，路由表中“下一跳”符号“－”表示发往本交换机的分组不再需要转发，直接交给计算机。图7-3用图表示图7-2所对应的广域网图7-4是针对图7-3得到的各个结点路由表。分析图7-4的路由表，发现还可以将路由表进一步简化。比如，在结点4的路由表中，当目的站为1、2、3时，分组都要转发到结点1。这是因为结点4只有惟一一跳链路连接到结点1，也就是说从结点4发往其他任何结点的分组都必须先转发到结点1。为此，将路由表中所有具有相同“下一跳”的表项合并为一个路由，这个路由称为“默认路由”(表中用符号“*”代替)。默认路由比其他路由的优先级低，若被转发的分组在路由表中找不到明确的“下一跳”，那么就使用默认路由。图7-5为使用了默认路由的路由表。对于大型网络，路由表中有很多重复项，使用默认路由消除这些重复项可以加快搜索路由表时间，这是对路由的一种优化措施之一。图7-4针对图7-3中各个结点得到的路由表图7-5针对图7-4使用默认路由得到的路由表从图7-4可看出，对于目的站有超过一个以上具有相同“下一跳”的转发才使用默认路由。除结点1路由表外，其余结点都使用了默认路由。至此已经很清楚，通过结点交换机进行分组转发，实际上就是查找路由表，找到匹配的“下一跳”，转发给下一个结点交换机，这样分组一步一步地被转发，直至目的结点。值得注意的是，分组在到达某一个特定的交换机之前，路由的下一跳并不依赖于分组中的源地址，也不依赖于前面所走过的路径，而下一跳仅仅依赖于分组的目的地址，这被称为“源地址独立性”。它使得网络中的转发变得更紧凑、更有效。因为所有沿同样路径的分组只需一个路由，因此，转发不需要源地址信息，只需检查分组中的目的地址即可。7.2.3路由选择算法种类有了转发机制，还要解决路由表的生成问题。有两种构造路由表的方法：

(1)静态路由选择(StaticRouting)。结点交换机启动时由程序计算并设置路由，以后路由不再改变。它是一种非自适应路由选择策略。

(2)动态路由选择(DynamicRouting)。结点交换机启动时由程序建立初始路由，当网络结点发生变化时随时更新。它是一种自适应路由选择策略。每种类型路由选择都有优缺点。静态路由选择简单，开销小，但缺乏灵活性，路由不易改变。大多数网络采用动态路由选择，它能自动适应网络结点的变化，随时检测网络中的流量及硬件状态，可根据实际情况修改路由。一个理想的路由算法应具有以下特点：

(1)算法必须是正确的、完整的。每一个结点交换机中的路由表，都必须给出到所有可能的目的站的下一站的走法，并且所给出的走法应是正确的。即沿着各交换机中路由表所指引的路由，分组一定能够最终到达目的计算机所在的那个交换机，并且该交换机可以根据自己的路由表识别出目的计算机并直接与自己相连，不会再向其他交换机转发该分组。

(2)算法在计算上应简单。由于在每个结点上都要进行路由选择的计算，所以必然要增加分组的时延。因此，路由选择的计算不应使网络通信量增加太多的额外开销。若为了计算合适的路由必须使用网络其他结点发来的大量状态信息时，额外开销就会较大。

(3)算法应能适应通信量和网络拓扑的变化。这就是说，要有自适应性。当网络中的通信量发生变化时，算法能自适应地改变路由，以均衡各链路的负载。当某个或某些结点、链路发生故障不能工作，或者故障恢复后再投入运行时，算法也能及时地改变路由。称这种自适应性为“稳健性”。

(4)算法应具有稳定性。在网络通信量和网络拓扑相对稳定的情况下，路由算法应收敛于一个可以接受的解，而不应产生过多的振荡。所谓振荡，就是指由算法得出的路由是在一些路由之间来回不停地变化。

(5)算法应是公平的。这就是说，算法应对所有用户(少数优先级高的用户除外)都是平等的。

(6)算法应是最佳的。最佳是指以最低的费用来实现路由算法。通常为每一条链路指定一定的费用，而这个费用又是由许多的因素综合起来决定的。如链路长度、数据率、链路容量、是否要保密、传播时延等，还有结点缓冲区被占用的程度、链路的差错率情况等。可以根据用户的具体情况来设置每一条链路的“费用”。从以上所述可以看出，不存在一种绝对的最佳路由算法。所谓“最佳”只能是相对于某一种特定要求下得出的较为合理的选择而已。一个实际的路由选择算法，应尽可能接近于理想的算法。在不同的应用条件下，对以上提出的六个方面也可能有不同的侧重。应当指出，路由选择是一个非常复杂的问题。这是因为，路由选择是网络中的所有结点共同协调工作的结果。其次，路由选择的环境往往是在变化的，而这种变化有时无法事先预知，例如网络中发生了某些故障。此外，当网络发生拥塞时，就特别需要有能缓解这种拥塞的路由选择策略，但恰好在这种条件下，很难从网络中的各结点获得所需的路由选择信息。网络有两个最主要的性能指标：吞吐量(通信数量)和平均时延(通信质量)。路由选择和流量控制对这两个性能指标有直接影响。图7-6说明了好的流量控制可以使更多的通信量流入网络，而好的路由选择可以使网络的平均时延较低。当输入到网络的负载增大时，网络的平均时延将增大，这就要对输入的通信量作进一步的流量控制，要拒绝一些负载进入网络。网络的平均时延总是随网络的通信量增大而增大。良好的路由选择可以提高网络的吞吐量。图7-7说明了路由选择对网络性能的影响。图7-6路由选择与流量控制的相互作用

图7-7路由选择对网络性能的影响7.3路由选择算法7.3.1非自适应路由选择

1．固定路由算法固定路由算法的基本思想是在每个结点上建立一张路由表，表中指出对每一个目的站地址应走哪条链路进行转发。这些表是在整个系统进行配置时生成的，并且在此后相当长的一段时间保持固定不变。当网络拓扑固定不变并且通信量也相对稳定时，采用固定路由法是最好的。建立路由表是根据网络内任意两个结点之间存在有多条路径，从中选择最短路径，然后将其做成路由表，存放在各个结点中。每一个分组都可在所到达的结点中查找到下一步应转发到哪一个结点。可见这种路由选择策略的关键就是要算出给定网络中任意两个结点之间的最短路径。求最短路径的算法是由Dijkstra提出的。已知整个网络拓扑和各结点间链路的长度，求从源结点到网络中其他各结点的最短路径。如果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，求最短路径算法具有普遍的应用价值。图7-8网络拓扑和链路长度下面以图7-8的网络为例来讨论。为方便起见，设源结点为结点1，然后一步一步地寻找，每找一个结点，求该结点到源结点的最短路径，直到把所有的结点都找完为止。表7-2是对图7-8的网络进行求解的详细步骤。可以看出，上述的步骤(2)共执行了5次。表中带圆圈的数字是在每一次执行步骤(2)时所寻找的具有最小值的D(w)值。当第5次执行步骤(2)并得出了结果后，所有网络结点都已包含在N之中，整个算法即告结束。最后就得出以结点1为根的最短路径树(见图7-9(a))。从最短路径树可清楚地看出从源结点(结点1)到网内任何一个结点的最短路径。图中每个结点旁边用括号注明的数字表示该结点是在执行第几步算法时加入到集合N中去的。初始化步骤算做是第0步。图7-9(b)是在结点1中形成的路由表。此路由表指出对于发往某个目的站的分组，从结点1转发出去的下一跳应当是哪个结点。像这样的路由表，所有其它各结点都需要分别以这些结点为源结点按照上述算法重复计算一遍，形成各结点的路由表。图7-9(a)最短路径树；(b)结点1的路由表

2．分散通信量法该算法的基本思想是：事先在每个结点中设置一个路由表，此路由表中给出几个可供采用的输出链路，并且对每条链路赋予一个概率。当一个分组到达该结点时，此结点即产生一个从0到1之间的随机数，然后按此随机数的大小，查表找出相应的输出链路。图7-10用一个例子说明这种方法。当一个分组到达结点K时，先取它的目的地址(设它的目的地址为B站)。查路由表从中可得到，它共有3条输出链路可供选择，即K→M、K→N和K→L。若在结点K产生的随机数在0.00～0.34之间，则选择K→M作为输出链路。若随机数在0.35～0.69或0.70～0.99之间，则分别选择K→N或K→L链路作为输出链路。因此，对于以B站为目的站的分组，在到达结点K后，有35%的可能走K→M链路，35%的可能走K→N链路，而30%的可能走K→L链路。这种方法与固定路由相比，可使网内的通信量更加平衡，因而可得到较小的平均分组时延。图7-10用分散通信量法确定路由

3．洪泛法这个算法的思想是：当某个结点收到一个不是发给它的分组时，就向所有与此结点相连的链路转发出去。当然，不能再把这个分组发到它刚刚离开的那个结点，否则就永远有一些分组来回不停地在各条链路上“振荡”。当网络的通信量很小时，洪泛法可使分组的时延为最小。此外，在许多条并行发送的路由中，显然会有一条是最佳的。实际上在运行的网络中很少采用洪泛法。这是因为采用洪泛法后，网络中的分组数目会迅速增长，导致网络出现拥塞现象。可以采用两种方法来限制分组的数目。一种方法是在每个分组的首部中设置一个计数器。每当分组到达一个结点时，计数器即自动加1。当计数器所计的数达到规定值时(如达到端到端所能达到的最大段数)，即将此分组丢弃。另一种方法是在每一个结点建立一个登记表，凡经过此结点的分组均进行登记。当某个分组再次通过该结点时，即将该分组丢弃。当然，这种方法所付出的代价是各结点都要用去不少的存储空间。建立登记表的方法可以有效地防止分组在网内无限制地循环。其实洪泛法在军用网中很有用，因为它有很好的稳健性。洪泛法可以修改成有选择的洪泛法。它的特点是仅在满足某些事先确定的条件的链路上转发分组，因此分组不会向不希望去的方向转发。

4．随机走动法这个算法又称为随机徘徊，其思想是当分组到达某个结点时就随机地选择一条链路作为转发的路由。例如，分组到达某个结点后，可供转发的输出链路共有3条，那么就以平均概率0.33选择任一条链路作为其转发的路由。在非自适应的路由策略中，若可能发生结点或链路的故障，那么随机走动法已被证明是非常有效的，它使得路由算法具有较好的稳健性。7.3.2自适应路由选择

1．分布式路由选择它的基本思想是每个结点周期性地从相邻的结点获得网络状态信息，同时也将本结点做出的决定周期性地通知周围的各结点，以使这些结点不断地根据网络的最新状态更新其路由。因此，整个网络的路由选择经常处于一种动态变化的状况。各个结点的路由表相互作用，当网络状态发生变化时，必然会影响到许多结点的路由表。例如，结点A路由表要用到结点B路由表中的信息，而结点B路由表又要用到结点A路由表中的信息。因此，动态情况下要经过一定的时间以后，各路由表中的数据才能达到稳定的数值。分布式路由选择有两个最基本的算法，即距离向量算法和链路状态算法。距离向量算法最早在ARPANET网中曾作为路由选择方法使用，它在计算机通信中有过重要的作用，并由此改进和出现了新的路由算法。仍以图7-8所示的网络为例。现在把每条链路旁边注明的数字看成是时延(单位是ms)，图7-11是网络的拓扑以及更新前结点1的路由表。从中可以看到，从结点1到结点3、5和6的时延并不是所能得到的最小时延，这是由某些原因(如某条链路暂时有故障)造成的。图7-11网络拓扑和结点1的路由表图7-12结点1收到的3个时延向量和更新后的路由表一般说来，分布式路由选择方法包括以下三个要素：●对于网络的某种特性的测量过程。●关于如何传播上述特性的测量结果的协议。●如何计算出所确定的路由。

ARPANET网的路由选择方法具有这三个要素，这里比较复杂的是对网络的某种特性的测量。具体说来如下：

(1) ARPANET把在一个结点中向某条链路发送的等待队列内的分组数目再加上一个常数(即偏移)作为此链路的时延。显然，若链路的数据率不同或分组长度不同，则当队列中分组数目相同时，并不一定能保证其时延也是相同的。

(2)当一个分组到达某一个结点时，还需要经过一段处理时间(这时间是可变的)才能进入等待队列。因此，用队列长度表示链路的时延是不够准确的。

(3)等待队列长度的瞬时值(在测量瞬间得到的值)并不能精确代表链路的平均时延。实际测量结果表明，在高负载下，虽然网络的平均时延很大，但仍有不少分组具有很小的时延，而有的队列长度有时甚至下降到零。总而言之，等待队列的长度仅仅是影响分组时延的因素之一，仅就这一因素进行测量是不能得出精确结果的。针对以上缺点，ARPANET后来采用了一个改进的路由选择算法。它仍是自适应分布式的路由算法，但不再用队列长度来表示时延，而是将时延实际测量出来。当一个分组到达某一个结点时，立即在分组上写入到达时间，即打上时间戳。当该分组被发送出时，再记录发出的时间。发出时间减去到达时间再加上分组的发送时间(即分组长度除以数据率)和传播时间，即得出时延。若收到否认的响应，则在进行重发时将发送时间更新。也就是说，时延是一次成功的发送所经历的时间。在新的路由算法中，不再是128ms更新一次，而是10 s更新一次，而时延信息是在10 s内的平均值。时延信息采用广播方法传给网内所有其他结点。当网络拓扑发生变化时，立即将此信息广播出去。由于通常每隔10 s才更新一次路由选择，而所发送的更新分组长度仅176 bit，这就大大减少了为进行路由选择而产生的开销。这种方法还解决了路由反复振荡的问题，因为现在采用时延的平均值，而不是队列长度的瞬时值作为计算路由的依据。由于采用新的算法时每个结点都必须保留全网拓扑的数据库，因而新算法比旧算法多使用不少的内存空间。

2．集中式路由选择集中式路由选择策略的核心是网控中心(NCC，NetworkControlCenter)。NCC负责全网状态信息的收集、路由计算以及路由选择的实现。集中式路由选择策略有多种，这取决于储存在NCC中的网络信息的类型、路由的计算方法以及路由选择实现的技术。例如，路由选择实现的技术可以是从NCC周期性地把路由表发到所有的结点，也可以是以一次虚呼叫为基础实现路由选择(只适用于虚电路网络)。集中式路由选择策略的最大好处是：各个结点不需要进行路由选择计算，较容易得到更精确的路由最优化，同时还消除了路由不断变来变去的振荡现象，而这些问题在网络状态不太明确时最容易发生。集中式路由选择策略还可起到对进入网络的通信量的某种流量控制的作用。这一特点使得集中式路由选择策略很有吸引力。集中式的路由选择策略存在着两个主要缺点。第一是在离NCC较近的地方通信量的开销较大。这是因为要周期性地从所有结点收集网络状态信息的报告，同时还要将路由选择的命令从NCC送到网内的每一个结点。第二是可靠性问题。一旦NCC出故障，则整个网络即失去控制。为了解决这一问题，可按不同等级设置若干个NCC，它们彼此不间断地互相监视着。当高级别的NCC出故障时，比它低一级的NCC马上接替工作。用这种方法花费较大，并且仍会产生一些问题。在军事环境下，NCC显然是个非常容易受到打击的目标。

3．混合式路由选择从原则上讲，在一个网络中可以将一些不同类型的路由选择方法混合。这时只要在每一个结点明确定义：对于何种类型的通信量、负载以及网络的连通条件，应当采用何种的路由选择策略。出于对线路和处理机开销的考虑，限制了可行的混合式路由选择策略只能是将集中式的和孤立的路由选择策略结合起来。集中式的路由选择策略用来寻找在稳定状态下的最佳路由，然后由NCC将路由表送到每一个结点去。而孤立的路由选择策略则用来提供对局部的拥塞和故障的迅速响应。这种响应只是暂时的，因而并不要求很精确(例如，出现兜圈子也是允许的)。不需要很长时间，NCC就会发现通信量以及网络拓扑的变化情况，于是就对路由表进行更新。7.4拥塞控制7.4.1拥塞控制的意义计算机网络中的链路容量、交换结点中的缓冲区和处理机等，都是网络的资源。在某段时间，如果对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的能力，网络的性能就要变坏。这种情况就叫做拥塞(Congestion)。产生资源拥塞的条件是：＞可用资源(7-5)若网络中有许多资源同时产生拥塞，网络的性能就要明显变差，整个网络的吞吐量将随输入负载的增大而下降。对网络拥塞不能用简单的任意增加一些资源(如扩大结点缓冲区空间，或更换高速链路，或提高结点处理机速度等)的方法来解决。这是因为网络拥塞是一个非常复杂的问题，简单地采用一些做法，在许多情况下，不但不能解决拥塞问题，而且还可能使网络的性能更坏。网络拥塞往往是由许多因素引起的。例如，当某个结点缓冲区的容量太小时，到达该结点的分组因无空间暂存而不得不被丢弃。设想将该结点缓冲区的容量扩展到非常大，于是凡到达该结点的分组均可在这缓冲区的队列中排队，不受任何限制。由于输出链路的容量和处理机的速度并未提高，因此在这队列中的绝大多数分组的排队等待时间将会很长，结果上层软件只好将它们进行重传(因为早就超时了)。由此可见，简单地扩大缓冲区的存储空间不但解决不了网络拥塞的问题，而且会造成网络资源的严重浪费。又如，处理机处理的速率太慢可能引起网络的拥塞。比如某个路由器CPU运行太慢，使得缓冲区中的队列变得很长，即使线路的容量还很富裕。简单地将处理机的速率提高，可能会使上述情况缓解一些，但往往又会将瓶颈转移到其他的地方。拥塞的实质往往是整个系统各个部分不匹配。只有各个部分都平衡了，问题才会得到解决。拥塞常常使网络趋于恶化。如果一个路由器没有足够的缓冲区，它就会丢弃一些新到的分组。但当分组被丢弃时，发送这一分组的相邻路由器就会重发这一分组，可能还要重发多次。发送端在未收到确认之前必须保留所发分组的副本以便重发。可见在接收端产生的拥塞反过来会引起发送端缓冲区的拥塞。拥塞控制与流量控制是相辅相成的。拥塞控制要解决网络所能够承受的网络负载，它是一个全局性的过程，涉及到所有的主机、路由器以及与降低网络传输性能有关的所有因素。而流量控制要解决网络发送端和接收端之间的点对点通信量，它要保证发送端发送数据的速率能使接收端及时接收，并且在发送端到接收端之间存在直接反馈，使发送端知道接收端当前的状况。举个简单例子：设有一个光纤网络，其链路传输速率为1000 Gb/s。有一个巨型计算机向一个PC机以1 Gb/s的速率传送一个文件。显然，网络本身不存在拥塞问题，但流量控制是必须的，巨型计算机有时要停下来与PC机接收速率匹配。但如果有另一个网络，其链路传输速率为1 Mb/s，而有1000台大型计算机连接在这个网络上。假定有500台计算机分别向其余的500台计算机以100 kb/s的速率发送文件，那么现在的问题已不是接收端是否来得及接收，而是整个网络的输入负载是否超过网络所能承受的负载。解决拥塞问题也有利于流量问题的解决。因为某些拥塞控制算法是向发送端发送控制报文，并告诉发送端网络已出现拥塞，必须放慢发送速率，这点又和流量控制是很相似的。解决拥塞控制需要付出一定代价。首先需要获得网络内部流量分布的信息，在实施拥塞控制时，还需要在结点之间交换信息和各种命令以便选择控制策略和实施控制。这样就产生了额外开销。拥塞控制有时需要将一些资源(如缓冲器、带宽等)分配给个别用户(或一类用户)单独使用，这样就使得网络资源不能更好地实现共享。显然，在设计拥塞控制策略时，必须全面衡量得失。图7-13是网络负载与吞吐量对拥塞的影响。图中的横坐标是网络负载，代表单位时间内输入给网络的分组数目(也称为输入负载)。纵坐标是吞吐量，代表单位时间内从网络输出的分组数目。具有理想拥塞控制的网络，在吞吐量饱和之前，网络吞吐量应等于网络负载，故吞吐量曲线是45°的斜线。但当网络负载超过某一限度时，由于网络资源受限，吞吐量不再增长而保持为水平线，即吞吐量达到饱和。这就表明网络负载中有一部分损失掉了(例如，输入到网络的某些分组被某个结点丢弃了)。虽然如此，在这种理想的拥塞控制作用下，网络的吞吐量仍然维持在其所能达到的最大值。图7-13拥塞控制所起的作用但是，实际网络的情况不是这样。从图7-13可以看出，随着网络负载的增大，网络吞吐量的增长速率逐渐减小。也就是说，在网络吞吐量还未达到饱和时，就已经有一部分的输入分组被丢弃了。当网络的吞吐量明显地小于理想的吞吐量时，网络就进入了轻度拥塞的状态。更值得注意的是，当网络负载达到某一数值时，网络的吞吐量反而随网络负载的增大而下降，这时网络就进入了拥塞状态。当网络负载继续增大到某一数值时，网络的吞吐量就下降到零，这时网络已无法工作，出现所谓的死锁(Deadlock)。死锁中有一种是直接死锁，即因互相占用了对方需要的资源而造成的死锁。例如两个结点A和B都有大量的分组要发往对方，但两个结点中的缓冲区在发送之前就已经全部被待发分组占满了。这样，当每个分组到达对方时，由于没有地方存放，只好被丢弃。发送分组的一方因收不到对方发来的确认信息，只能将发送过的分组依然保存在自己结点的缓冲区中。这两个结点就这样一直互相僵持着，谁也无法成功地发送出一个分组。还有一种死锁是由于路由器的缓冲区的拥塞而引起的重装死锁。图7-14为重装死锁的例子说明。设三个报文A、B和C，它们经过路由器P、Q和R发往主机H。每一个报文由四个分组构成。又设每个路由器的缓冲区只能容纳4个分组。从图7-14可看出，路由器R已为报文A预留了4个分组的缓冲区。由于分组A3还未到达，所以目前还不能交付给主机H。目前分组A3暂存于路由器P的缓冲区中，它无法转发到路由器Q，因为路由器Q的缓冲区已全占满了。路由器Q的缓冲区中的任何一个分组都不能向前转发，因为路由器R的缓冲区全是给报文A预留的。图7-14重装死锁的例子加上合适的拥塞控制后，网络就不易出现拥塞现象和死锁。即当网络负载较小时，有拥塞控制的吞吐量反而比无拥塞控制时要小。在分组交换网中，网络性能恶化有时是由于网络资源白白地被浪费所造成的。最常被浪费的网络资源是通信信道容量和结点的存储空间。7.4.2拥塞控制的基本原理从原理上讲，寻找拥塞控制的方法无非是寻找使不等式(7-5)不再成立的条件，或者增大网络的某些可用资源(如业务繁忙时增加一些链路，增大链路的带宽，使额外的通信量从另外的通路分流)，或者减少一些用户对某些资源的需求(如拒绝接受新的建立连接请求，要求用户减轻其负载，这属于降低服务质量)。但在采用某种措施时，还必须考虑到该措施所带来的其他影响。实践证明，拥塞控制是很难设计的，因为它是一个动态的问题。当前网络正朝着高速化的方向发展，很容易出现因缓冲区不够大而造成分组的丢失。但分组的丢失是网络发生拥塞的征兆，而不是原因。在许多情况下，正是拥塞控制本身成为引起网络性能恶化，甚至发生死锁的原因。由于计算机网络是一个很复杂的系统，因此可以从控制理论的角度来看拥塞控制问题。这样，从大的方面看，可以分为开环控制和闭环控制两种方法。开环控制方法就是在设计网络时事先将有关发生拥塞的因素考虑周到，力求网络在工作时不产生拥塞。一旦整个系统运行起来，就不再中途进行改正了。闭环控制是基于反馈环路的概念。属于闭环控制的有以下几种措施：●监测网络系统以便检测到拥塞在何时、何处发生。●将拥塞发生的信息传送到可采取行动的地方。●调整网络系统的运行以解决出现的问题。有很多的方法可用来监测网络的拥塞。监测内容主要有：因缺少缓冲空间而被丢弃的分组的百分率；平均队列长度；超时重传的分组数；平均分组时延；分组时延的标准差等。一般在监测到拥塞发生时，要将拥塞发生的信息传送到产生分组的源站。当然，通知拥塞发生的分组同样会使网络更加拥塞。另一种方法是在路由器转发的分组中保留一个比特或字段，用该比特或字段的值表示网络没有拥塞或产生了拥塞。也可以由一些主机或路由器周期性地发出分组，以询问拥塞是否发生。此外，过于频繁地采取行动以缓和网络的拥塞会使系统产生不稳定的振荡，但过于迟缓地采取行动又不具有任何实用价值。因此，要采用某种折中的方法，但选择正确的时间常数是相当困难的。7.5X.25分组交换网7.5.1X.25网概述

X.25是一个对公用分组交换网接口的规格说明。它不涉及网络内部的结构，这由网络自己决定。因此，X.25标准只定义了在公用数据网上以分组方式工作的数据终端设备DTE与数据通信设备之间的接口，如图7-15所示。图7-15X.25定义DTE-DCE之间接口实际上，DTE与DCE的接口也是DTE和公用分组交换网的接口，因为DCE属于通信网环境的一部分，所以也可将DCE划归为网络部分。但由于DCE通常被安置在用户端，因此图中将DCE画在网络外面。

X.25接口标准划分三个层次(如图7-16所示)。最下面是物理层，其协议标准是X.21，用于定义主机与物理网络之间的物理、电气、功能以及过程特性。它是基于数字信道传输，但目前大多数用户线都是使用模拟信道，因此X.21标准用得很少，通常使用大家熟知的RS-232接口标准。中间一层是数据链路层，采用的接口标准是平衡型链路接入规程LAPB，它定义主机与分组交换机之间可靠数据传输，包括帧格式定义、差错控制等。它是高级数据链路控制规程HDLC的子集。顶层是分组层，它描述主机与网络之间的相互作用，处理分组定义、寻址、流量控制、拥塞控制等问题。它允许DTE与DCE之间建立多达4096条逻辑信道，这样可使一个DTE同时和网上其它多个DTE建立虚电路并进行通信。图7-16X.25的分层关系7.5.2X.25的虚连接

X.25提供面向连接的服务，它支持交换虚电路(SVC，SwitchedVirtualCircuit)和永久虚电路(PVC，PermanentVirtualCircuit)。交换虚电路是在发送方向网络发送请求建立连接报文要求与远程主机通信时建立的，一旦虚电路建立起来，就可以在建立的连接上发送数据，而且可以保证数据可靠到达接收方。它同时提供流量控制机制，以防止快速的发送方淹没慢速的接收方。永久虚电路的用法与SVC相同，但它是由用户和电信公司交换局之间预先建立的一条专用信道，因而它时刻存在，用户不需要建立链路就可以直接使用它。它很类似于租用的专用线路。使用虚电路工作时，整个的通信过程可分为三个阶段：呼叫建立、数据传送和虚电路释放。将发起虚呼叫的一方称为主叫方，而接受虚呼叫的一方称为被叫方。整个呼叫过程为：

(1)主叫DTE向其DCE发送一个“呼叫请求分组”(CallRequest)。这个分组携带的信息有：虚电路号、主叫DTE地址和被叫DTE地址等。在连接建立后，数据分组就只写上虚电路号而不需要写上主叫或被叫DTE的地址。虚电路号也就是逻辑信道号(LCN，LogicalChannelNumber)。X.25规定主叫DTE发起呼叫时，应从空闲的逻辑信道号中按“先大后小”的顺序选择一个空闲的号码作为逻辑信道号。

(2)网络选择合适的路由将“呼叫请求分组”传送到被叫DCE。

(3)被叫DCE在收到“呼叫请求分组”后，就向被叫DTE发送一个“呼入分组”(IncomingCall)。呼入分组格式与呼叫请求分组的一样，只是换了一个虚电路号。按规定，被叫DCE应在本地空闲逻辑信道号中按“先小后大”的顺序选择一个号码。

(4)被叫DTE若接受呼叫，则发出“呼叫接受分组”(CallAccept)，其逻辑信道号与呼入分组的相同。

(5)网络按呼叫建立时的路由将“呼叫接受分组”传到主叫DCE。

(6)主叫DCE向主叫DTE发送“呼叫接通分组”(CallConnected)，宣告呼叫建立阶段结束。此时所用的逻辑信道号与呼叫请求分组所用的一样。呼叫建立之后就是数据传送阶段。这时可全双工地传送数据分组。需要注意的是，数据分组在使用已建立的虚电路时，其逻辑信道号虽然在主叫方和被叫方是不一样的，但是它们分别和呼叫建立阶段所采用的逻辑信道号相同。当数据传送结束后，主叫和被叫中的任一方都可以发起释放虚电路的请求。这里需要指出两点：

(1)主叫(或被叫)DTE发出“释放请求分组”(ClearRequest)，然后就收到本地DCE发回的“释放证实分组”(ClearConfirmation)。释放动作相当于打电话的挂机。

(2)被叫(或主叫)DTE收到“释放指示分组”(CallIndication)后，就发给本地DCE一个释放证实分组。这样，已用过的逻辑信道号在本次虚电路释放后可供其它需建立虚电路的DTE使用。对于经常需要进行通信的两个DTE之间可以建立永久虚电路，因为其虚电路预先已建立好了，因此每次通信时就只有数据传输阶段。

X.25分组可分为两大类，即控制分组与数据分组。虚电路的建立、数据传送时的流量控制、中断、数据传送完毕后的虚电路释放等，都属于控制分组。

X.25分组由分组首部和分组的数据部分组成。分组首部包含各种控制字段，包括虚电路号、地址信息以及分组序号等。在分组的后面没有尾部，这点和HDLC帧不一样。尽管在DTE和DCE之间可以建立多条虚电路，但在DTE与DCE之间的数据链路层，一般却只有一条全双工的数据链路。也就是说，X.25把分组层的所有虚电路(每条虚电路对应于不同应用进程或终端)复用到一条数据链路层的链路上。在数据链路层区分不出哪个分组是属于哪条虚电路，因此，在数据链路层根本不知道虚电路的存在。数据链路层对所有虚电路的所有分组(控制分组和数据分组)进行复用，同时提供无差错的可靠传输。7.5.3X.25网络结构

X.25网络要求进入网络的数据或控制信息都必须按照X.25规定的格式分组。这些分组以同步的方式进入X.25网络，然后又以同样方式离开网络传到另一个主机。但由于许多用户所使用的终端是按字符方式工作的(即所谓的异步终端)，这些终端每次向网络发送一个字符而不是发送连续的分组流。显然，这种字符方式终端是不能与X.25网络直接相连的。为了解决这一问题，CCITT制定了另一组标准，通过一个称为分组装拆器(PAD，PacketAssemblerDisassembler)(俗称“黑盒子”)接入X.25网。图7-17是X.25网的结构图，从图中看到字符终端与X.25网络之间加入了一个接口设备PAD。PAD的作用主要是为了适应以下两种情况：

(1)许多字符方式终端是非智能的，不能像主机那样实现X.25协议，但通过PAD提供了智能，使这些终端能够用X.25协议同网上的其他主机通信。

(2)终端的种类繁多，性能各异，通过PAD提供的许多参数可供各种不同的字符方式终端来选择，使它们都可以很方便地接入到X.25网。图7-17X.25网络的结构用于描述PAD的标准有三个：

(1)X.3：描述PAD的功能以及控制它工作的一些参数。

(2)X.28：描述PAD到字符方式终端的协议。

(3)X.29：描述PAD到主机(同步终端)的协议。字符终端向PAD发送的字符，先存储在PAD的缓冲区中，再装配成一个X.25分组，然后进入X.25网络。当X.25网络向字符终端递交分组时，则先把分组送到PAD缓冲区中，将分组中的数据信息变成字符，然后逐个字符地发往字符终端。每个与PAD相连的字符终端都有一个存放在PAD中的参数表。而X.28规定了怎样选择这些参数，并详细规定了终端与PAD的电气接口以及字符的方法。X.29详细规定了主机怎样为每个不同的终端选择合适的参数以及规定主机到PAD的端到端的通信过程。7.6帧中继7.6.1帧中继概述在X.25网络发展初期，网络传输设施基本是借用模拟电话线路，这种线路非常容易受到噪声的干扰而产生误码。为了确保传输无差错，X.25在每个结点都需要作大量的处理，保证数据帧在结点间无差错传输。这样数据帧经过多个结点处理后，导致较长的时延才能到达目的站。当今，数字光纤网与早期的电话网相比具有极低的误码率，因此，完全可以省去X.25中差错控制和流量控制功能，减少结点对每个分组的处理时间，这样各分组通过网络的时延就可以减少，同时结点对分组的处理能力也就增强了。实质上，帧中继就是一种减少结点处理时间的技术。它的基本策略是认为帧的传送基本上不会出错，只要知道帧的目的地址就立即转发该帧，结点基本不做什么处理，某些工作留给用户端去处理。这显然减少了帧在结点的时延。实验结果表明，采用帧中继时，一个帧的处理时间可以减少一个数量级。这种传输数据的帧中继方式也称为X.25的流水线方式，但帧中继网络的吞吐量要比X.25网络至少提高一个数量级。通常使用帧中继要有一个前提条件，那就是仅当帧中继网络本身的误码率非常低时，帧中继技术才是可行的。从协议层次上来比较帧中继和一般分组交换网(如图7-18所示)。前者网络中的各结点没有网络层，其数据链路层只具有有限的差错控制功能，只有在通信两端的主机中的数据链路层才具有完全的差错控制功能。而后者网络中的每个结点，其数据链路层具有完全的差错控制功能。这意味着帧中继只有物理和数据链路两层。图7-18一般分组交换网与帧中继在层次上的差别图7-19说明帧中继与一般分组交换网在传送数据帧时从源站到目的站的各链路上所要传送的信息过程。若在传送的过程中出现差错，则二者的差别就更大。图7-19(a)说明一般分组交换网的情况，每一个结点在收到一帧后都要发回确认帧，最后目的站在收到一个帧后还要向源站发回确认，同样也要逐站进行确认。图7-19(b)说明帧中继的情况，它的中间站只转发帧而不发送确认帧，即中间站没有逐段的链路控制能力。只有最后目的站收到一帧后才向源站发回端到端的确认，因此帧中继不需要第3层。图7-19一般分组交换网存储转发方式与帧中继对比图7-20说明了X.25和帧中继在收到一个帧后需进行的主要处理过程。需要注意的是，习惯上流程图是自上而下的，因此将第3层画在第2层的下面。从这个简略的处理过程图，可以进一步理解帧中继的效率比X.25提高了很多。图7-20X.25和帧中继处理数据帧的过程帧中继的数据链路层没有流量控制能力。其流量控制也由高层来完成。帧中继的呼叫控制信令是在与用户数据分开的另一个逻辑连接上传送的。因此，在传送用户数据时，中间的一些结点不需要维持有关呼叫控制的状态表，这点和X.25有很大不同。X.25使用的是带内信令，即呼叫控制分组与用户数据分组都在同一条虚电路上传送。综上所述，帧中继具有如下特点：

(1)减少网络互连的费用。当使用专用帧中继网络时，将不同的源站产生的通信量复用到专用的主干网上，可以减少在广域网中使用的电路数。多条逻辑连接复用到一条物理连接上可以减少接入费用。

(2)网络的复杂性减少了，性能提高了。与X.25相比，由于减少了网络结点的处理量，更加有效地利用高速数据传输线路，帧中继明显改善了网络的性能和响应时间。

(3)由于使用了国际标准，增加了互操作性，帧中继的简化链路协议实现起来不难。

(4)协议的独立性。帧中继可以很容易地配置成容纳多种不同的网络协议(如IP、IPX和SNA等)。可以用帧中继作为公共的主干网，这样可统一所使用的硬件，也更加便于进行网络管理。

根据帧中继的特点，帧中继适用于以下的一些应用：●块交互数据：这类应用主要是高分辨率图形数据传输，如高分辨率可视图文和一些CAD/CAM。这种应用的特点是短时延和大流量。●文件传送：一般用于传送长文件，对于长文件，要获得比较满意的传输时延，必须有较大的流量。●支持多个低速率复用：利用帧中继服务的复用能力，可为较多的低速率应用提供更经济的服务。●字符交互：如文字编辑，其特点是短帧、短时延和低流量。●互连局域网：通过网桥和路由器互连局域网时采用帧中继是比较有效的。帧中继协议的流水线特性特别适用于局域网产生的突发性、高速率和大流量的数据。对局域网的数据帧进行中继转发时，需要采用可变长度的帧格式，并尽可能减少转换处理软件，这也正是帧中继的特点。7.6.2帧中继的组成图7-21给出了帧中继的几个主要组成部分。

(1)用户网络接口UNI(User-to-NetworkInterface)，也称为用户接入电路(UserAccessCircuit)。用户要通过UNI才能连接到帧中继网络。常用的用户接入电路的速率是64 Kb/s和2.048 Mb/s

(或T1速率1.544 Mb/s)。理论上也可使用T3或E3的速率。图7-21帧中继的组成

(2)一个UNI中可以有一条或多条虚电路(永久的或交换的)PVC。从用户的角度来看，一条永久虚电路PVC就是跨接在两个用户接入端口之间，每一条虚电路都是双向的，并且每一个方向都有一个指派的许诺信息速率CIR(CommittedInformationRate)。为了区分开不同的PVC，每一条PVC的两个端点都各有一个数据链路连接标识符DLCI(DataLinkConnectionIdentifier)。7.6.3帧中继的呼叫控制帧中继用户在进行呼叫时不是直接与被叫用户连接，而是连接到一个帧处理模块，有两种接入方法(如图7-22所示)：●交换接入(SwitchedAccess)：这是指用户所连接的是交换网络(如ISDN)，其本地的交换机并没有处理帧中继的能力。在这种情况下，交换接入必须使用户能够连接到网络中某个帧处理模块。这可以是一种按需的连接(在呼叫时建立)，也可以是半永久的连接。无论是哪种情况，帧中继服务都是通过B通道或H通道来提供的。图7-22帧中继的接入方法(a)交换接入；(b)综合接入●综合接入(IntegrateAccess)：这是指用户所连接的网络是一个帧中继网络，或者是一个交换网络，其本地交换机具有处理帧中继的功能，在这种情况下，用户可以与帧处理模块直接建立逻辑连接。无论是哪种接入，用户都要与帧处理模块先建立一条接入连接(AccessConnection)。而一旦接入连接存在了，就可在此基础上再建立帧中继连接(FrameRelayConnection)。与X.25分组交换的虚电路很相似，帧中继连接是在两个用户交换数据帧之前必须建立的一种逻辑连接。帧中继支持将多条逻辑连接(叫做数据链路连接)复用在一条链路上，并为每一个连接赋给惟一的数据链路连接标识符DLCI。用户之间的数据传输包括以下三个阶段：

(1)两端用户之间建立一条逻辑连接，并对这个连接赋给一个惟一的DLCI。

(2)以数据帧为单位交换数据。每一个帧包括一个DLCI字段以标识这个连接。

(3)数据交换完毕后，释放逻辑连接。连接和释放逻辑连接必须在为呼叫控制使用的逻辑连接上传送DLCI＝0的报文。凡是DLCI=0的报文就是在信息字段包含呼叫控制报文。帧中继的控制信令交换可分为四个阶段：

(1)建立接入连接，即在网络端接设备和帧中继网络之间(即在用户和帧处理模块之间)建立电路交换连接。

(2)建立帧中继连接，即两个网络端接设备之间(即在两个用户之间)帧中继连接。帧中继连接建立后就可以传送帧中继的数据了。

(3)释放帧中继连接，即两个网络端接设备之间(即在两个用户之间)释放已建立的帧中继连接。

(4)释放接入连接，即在网络端接设备和帧中继网络之间(即在用户和帧处理模块之间)释放已建立的接入连接。7.6.4帧中继的帧格式帧中继的帧格式与HDLC帧格式类似，其最主要的区别是没有控制字段。这是因为帧中继没有使用带内信令，因此帧中继的逻辑连接只能携带用户的数据，同时由于没有帧的序号，也不进行流量控制和差错控制。帧中继的帧格式如图7-23(a)所示。图7-23帧中继的帧格式(a)帧格式；(b) 2字节地址字段(默认)；(c) 3字节地址字段；(d) 4字节地址字段

(1)标志字段：是一个独特的01111110比特序列，用于指示一个帧的起始和结束。它的惟一性是通过比特填充法来确保的。

(2)信息字段：是长度可变的用户数据。如果用户要选择实现附加的端到端的数据链路控制功能，那么可以在信息字段中再放入一个数据链路帧。特别是，用户通常选择使用“完全的LAPF协议”(即LAPF控制协议)以便完成在LAPF核心功能之上的一些功能。

(3)帧校验序列字段：包括2字节的循环冗余校验。它并不是要使网络从差错中恢复过来，而是为网络结点所用，作为网络管理的一部分，检测链路上差错出现的频度。当检测出帧出现差错时，就将此帧丢弃。

(4)地址字段：一般为2字节，但也可扩展为3或4字节(见图7-23(b)、(c)、(d))。地址字段由以下几部分组成：●数据链路连接标识符DLCI：它的长度取决于整个地址字段的长度，用于标识永久虚电路PVC、呼叫控制或管理信息。●命令/响应C/R：与高层的应用有关，但帧中继本身并不使用。●扩展地址EA：该字段可扩充到3或4字节。当EA为0时即表示下一个字节还是地址字段，当EA为1时就表示地址字段到此为止。●D/C比特：即DLCI控制指示。当地址字段长度为3或4字节时，它指出地址字段中最后一个字节的比特8～3是低位DLCI还是DL核心控制。●前向显式拥塞通知FECN(ForwardExplicitCongestionNotification)：若某结点将FECN置为1，表明与该帧在同方向传输的帧可能受网络拥塞的影响而产生时延。●反向显式拥塞通知BECN(BackwardExplicitCongestionNotification)：若某结点将BECN置为1(即指示接受者)，表明与该帧在相反方向传输的帧可能受网络拥塞的影响而产生时延。●丢弃指示DE(DiscardEligibility)：当DE比特置为1时，表明在网络发生拥塞时，为了维持网络的服务水平，该帧与DE为0的帧相比应先丢弃。由于采用了DE比特，用户就可以比通常允许的情况多发送一些帧，并将这些帧的DE比特置l。DE为1的帧表明它属于不太重要的帧，在必要时可以丢弃。7.6.5帧中继的拥塞控制帧中继的拥塞控制由I.370定义，它实现的目标是：●使帧的丢弃最少。●以高的概率和小的方差维持一个商定的服务质量。●使一个用户在牺牲其他用户利益的前提下垄断网络资源的概率最小。●实现起来简单，给用户和网络造成的开销都很小。●产生尽可能小的附加的网络通信量。●在各个用户之间公平地分配网络资源。●限制拥塞向其他网络和这些网络中的元素扩散的速率。●在各用户之间无论对哪个方向的通信量，拥塞控制都应当是有效的。●对帧中继网络中的其他系统的交互和影响应最小。●在发生拥塞时，对每一条帧中继连接来说，服务质量的变化应最小。拥塞控制对于帧中继特别重要。由于帧中继的目标是尽量提高网络的吞吐量和效率，结果帧处理模块就无法控制从用户或从相邻的帧处理模块发来的帧，也不能使用典型的滑动窗口技术进行流量控制。实际上拥塞控制是网络和用户共同负责来实现的。网络(即帧处理模块的集合)可以非常清楚地监视全网的拥塞程度，而用户则在限制通信量方面是最有效的。帧中继使用的拥塞控制方法有三种：

(1)丢弃策略。当拥塞足够严重时，网络就要被迫将帧丢弃。这是网络对拥塞的最基本的响应。但在具体操作时应当对所有用户都是公平的。

(2)拥塞避免。在刚一出现轻微的拥塞迹象时可采取拥塞避免的方法。这时，帧中继网络应当有一些信令机制及时地使拥塞避免过程开始工作。

(3)拥塞恢复。在已经出现拥塞时，拥塞恢复过程可以阻止网络的彻底崩溃。当网络由于拥塞开始将帧丢弃时，拥塞恢复过程就应开始工作。7.6.6帧中继的应用

1．局域网互连利用帧中继网络进行局域网互连，是帧中继最典型的一种应用。在已建成的帧中继网络中，进行局域网互连的用户数量占90%以上，因为帧中继很适合为局域网用户传送大量的突发性数据。在许多大型企业、银行和政府部门中，其总部和各地分支机构所建立的局域网需要互连，而局域网中往往会产生大量的突发数据来争用网络的带宽资源。如果采用帧中继技术进行互连的话，既可以节省费用，又可以充分利用网络资源。帧中继网络在业务量少时，通过带宽的动态分配技术，允许某些用户利用其他用户的空闲带宽来传送突发数据，实现带宽资源共享，从而可降低通信费用。帧中继网络在业务量大甚至发生拥塞时，由于每个用户都已分配了网络的许诺信息速率CIR(CommittedInformationRate)，因此网络将按照用户信息的优先级及公平性原则，把某些超过CIR的帧丢弃，并尽量保证未超过CIR的帧能可靠地传输，从而使用户不会因拥塞而造成不合理的数据丢弃。由此可见，帧中继网络非常适合为局域网用户提供互连服务。

2．图像传送帧中继网络可提供图像、图表的传送业务，这些信息的传送往往要占用较大的网络带宽。例如，医疗机构要传送一张X光胸透照片往往要占用8Mb/s的带宽。如果用分组交换网传送，则端对端的延迟过长，用户也会难以接受。如果采用电路交换网传送，则费用太高，用户也会难以承受。帧中继网络由于具有高速率、低延迟、动态分配带宽、成本低等特点，很适合传输这类图像信息，因而，诸如远程医疗诊断等方面的应用，也可以采用帧中继网络来实现。

3．虚拟专用网帧中继网络可以将网络中的若干个结点划分为一个分区，并设置相对独立的管理机构，对分区内的数据流量及各种资源进行管理。分区内各个节点共享分区内的网络资源，分区之间相对独立，这种分区结构就是虚拟专用网(VPN)。采用虚拟专用网比建立一个实际的专用网要经济合算，尤其适合于大型企业的用户。综上所述，帧中继是简化的分组交换技术，其设计目标是传送面向协议的用户数据。该类交换技术在保留传统分组交换技术的优点(如带宽和设备利用率)的同时，大幅度提高了网络的吞吐量，减少了传输设备与设施费用，可提供更高的性能与可靠性，缩短了响应时间。总之，帧中继与现有的通信方式相比，优点是显然的。表7-3是简单的比较，表中的“√”表示具有某项优点。7.7ISDN7.7.1ISDN概述

20世纪70年代初期，ITU-T(CCITT)提出了将话音、数据、图像等信息综合在一个通信网的设想，即建立综合业务数字网ISDN(IntegratedServicesDigitalNetwork)。引入ISDN后，用户只需提出一次申请，仅用一条用户线和一个号码就可将不同业务类型的终端接入网内，并按统一的规范进行通信。经过10多年的努力，ISDN的概念逐渐具体化，并发现从用户的角度认识“综合业务”具有重要意义，提出了“提供标准的用户网络接口是实现综合业务的关键”的观点，并开始致力于ISDN网络接口的标准化。只要电信部门设置了能够与现有各种通信网连接的数字用户交换机，并提供了标准的用户-网络接口，用户就可通过一条用户线利用各种终端进行通信。这类通信对用户是透明的，简化了各种通信业务的综合服务。

1984年，ITU-T提出了第一版本的I系列建议，基本内容包括ISDN的概念、原则、业务能力、网络概况与功能以及用户网络接口，重点是基本速率(2B＋D)和基群速率(30B＋D)或(23B＋D)方面。自1984年起，美、日、英、法、德等国先后建立了ISDN的实验网，在此基础上，ITU-T于1988年提出了有关ISDN的I系列建议修订版，主要在宽带ISDN、ISDN与其他网互连以及维护等方面，详细规定了ISDN的技术标准。1989年～1992年，重点研究了ATM、ISDN信息传送性能指标及ISDN协议参考模型等内容。通常将只提供一次群速率(1.5～2 Mb/s)以内电信业务的ISDN称为窄带综合业务数字网N-ISDN(Narrowband-ISDN)，也常简称为ISDN。随着人们对以图像信息为中心的各种高速通信业务的需求日益迫切，ITU-T开始着手制定基于异步传输模式(ATM)的宽带综合业务数字网B-ISDN(Broadband-ISDN)技术标准。

ITU-T把ISDN定义为：ISDN是由综合数字网(IDN)发展起来的一种网络，它提供端到端的数字连接以支持广泛的服务，包括电话和非话业务。用户的访问是通过一组有限的多用途的用户-网络接口标准实现的。

ISDN的主要特点是：

(1)用有限的多用途的用户-网络接口提供一条端到端的数字链路，以支持电话和非话业务。

(2) ISDN不仅适用于电路交换与分组交换业务，而且也适用于非交换的专用线。

(3)当新业务引入ISDN时，满足64kb/s数字交换连接的条件。

(4)具有智能功能，以提高业务性能。还具有维护功能和网络管理功能。

(5)用户出入口以OSI为基准的分层协议结构表示，可根据业务要求和本国ISDN情况设置用户到ISDN的出入口。从现存的电信网、专用的传输设施以及数字通信网到ISDN的过渡，是基于数字传输和数字交换这两个技术的发展。7.7.2ISDN的功能

1．ISDN标准的功能

ISDN中的“综合”是指在同一数字传输链路上，通过同一数字交换机来同时传送数字化的语音信号和各种数据业务。ISDN的关键在于数字电话网，只要花费很小的费用就可以提供数据业务服务，而对于已在IDN上传送的语音业务既不增加费用也不影响其功能。ISDN基本上是对电话系统的再设计。国际间的协作是由ITU-T来完成的，根据ITU-T的ISDN基本推荐标准I系列建议。

ISDN的主要业务仍是语音，但其功能必须加以扩展。例如：电话机上增设内部通信系统的按钮，一按此按钮立即与内部某一指定电话机接通，而没有呼叫建立时间；此外还设有可立即建立与外地通话的多个按钮。另外，当电话铃响时，屏幕上能显示发话人的电话号码、地址、姓名等。

ISDN还具有更复杂的功能，即将电话连到计算机上，呼叫到来时，显示数据库内有关发话人的若干记录。更进一步的语音业务有：将电话转接或改接到世界上任何号码的电话机以及会议电话(两个以上通话人)上；当发话人听到忙音或发现受话人不在家时能留言。

ISDN的数据传输业务允许用户将他们的ISDN终端或计算机，连接到世界上任何别的ISDN终端或计算机上。

ISDN的另一个重要功能特点是实现封闭用户组，即一个部门或一个集团的ISDN终端或计算机只能与其内部通信，这样对保密和安全都十分有利。

ISDN的新业务有：交互电视，即操作人员通过终端交互访问远程数据库；用户电传，它基本上是电子邮件的一种形式。此外，还可以提供传真服务，把图形、图像用电子扫描和数字化，得到的比特流通过ISDN系统传送到目的地，然后再还原画在纸上。传真不仅限于复制纸上的文件，也可以复现来自摄像机的信息。ISDN系统还可以提供报警业务。设想中的ISDN业务，有些已实现，但提供服务的方式还没有能很好地统一起来，ISDN的目标是把上面提到的所有这些业务结合在一起，使它们能像现在的电话那样普及。下面给出一个适用于家庭的