第三章网络层

第三章 网络层制作:陈学明发送网上各站点在任何时刻只要需要，就可以自由地发送信息（以帧的形式）。信息发送完毕，发送站等待一段时间，等待时间等于信道上最远的两个站之间的传输时延的两倍。若在等待时间内收到接收站的确认信息，则表明发送成功，否则重发该数据帧。但为了避免继续冲突，各站需等待一段随机时间后再重发；若再产生冲突，则再等待一段随机时间再重发若多次重发都失败（仍收不到确认信息），则停止发送该帧。ALOHAALOHA协议的最大特点是协议的最大特点是“想说就说想说就说”。纯ALOHA协议之原理纯ALOHA协议之原理接收 接收站根据“帧校验字段”（同HDLC帧）值对所接收的帧进行差错检验。如果检验无差错，而且地址相符，接收站就发送一个确认帧。否则就丢弃所接收的帧。帧可能因信道噪声或同一时间其他站点传输发出的帧而损坏(发生冲突了)。任何帧相遇都会立即产生冲突（collision）纯ALOHA协议最大的缺点是最大吞吐率不到理想值的18%(吞吐率：成功发送的信息数与实际发送的信息数之比)。在一定时间间隔中，信道输出了三个信息包。由图可见，虽然信道中载有7个信息包，实际上只有3个信息包成功发射。其平均通过量为37。1U2U3U信道tttt重发重发再重发重发碰撞碰撞成功成功成功时隙ALOHA协议 ALOHA的改进版，1972年由Robert提出，可将吞吐率提高一倍。将信道时间分为等长的时间长度,每个长度正好等于一个帧的传输时间（又称“时隙”或“分槽“）。所有站点的时钟必须保持同步。各站只能在时隙的起始时间才能开始发送信息。这样只有那些都在同一个时隙开始进行传输的帧才有可能冲突。故此可能发生冲突的危险区比ALOHA降低了大约一半，在任一帧传输时无其他帧发送的概率约为0.368，即信道的吞吐率最大可达37%。S-ALOHAS-ALOHA1U信道重发重发重发再重发碰撞碰撞成功成功成功2U3Ul从信道-时间图看，S-ALOHA平均通过量和P-ALOHA是一样的，均为3/7。l实际中，若考虑的时限增长，用户增多，其成功率要比P-ALOHA高。P-ALOHA 与S-ALOHA对比ALOHAS ALOHAP a呼叫量ca通过量05.012344.03.02.01.0 ALOHA系统的通过量曲线载波监听多路访问协议CSMA protocol 纯ALOHA和时隙ALOHA的传输效率都不高，主要原因是各站独立地决定发送的时刻,使得冲突的概率很高,信道利用率下降。CSMA要求各站在发送之前先监听信道上是否有其他站点正在传送（载波监听）。如果有，就稍候；如果无，就发送。如果多个站点同时发送，就会产生冲突，导致信息混淆，传输失败。站点在传输后将等待一定时间（往返时间加上确认帧争用时间）以接收确认帧。收不到确认(因冲突)就重传。最大吞吐率远远超过纯ALOHA和时隙ALOHA，取决于传播时间（媒体长度）和帧的长度：帧越长，传播时间越短，吞吐率越高。载波监听多路访问协议CSMA（Carrier Sense Multiple Access Protocols）载波监听（载波监听（Carrier SenseCarrier Sense）站点在为发送帧而访问传输信道之前，首先监听信道有无载波，若有载波，说明已有用户在使用信道，则不发送帧以避免冲突。多路访问（多路访问（Multiple AccessMultiple Access）多个用户共用一条线路监听算法使用CSMA，需要某种算法来规定发现信道忙时各站点应该采取的策略。于是就有了几种采用不同载波监听策略的CSMA技术：非坚持CSMA 1-坚持CSMA P-坚持CSMA性能:CSMA 时隙 ALOHA 纯 ALOHA非坚持CSMA 如果信道忙，等待一个随机时间，然后再次对信道进行监听。如果信道空闲，刚立即发送。等待一个随机时间，然后重新开始。1-坚持CSMA 如果信道忙，继续监听信道，一旦发现信道空闲，立即发送。等待一个随机时间，然后重新开始。之所以称为“1-坚持”，原因是主机一发现信道空闲，百分之百（即概率为1）肯定发送。p-坚持CSMA 如果信道忙，等待直到信道空闲。信道空闲，可能发送(概率为P)，可能延迟一个时间单位再发送(概率为1-P)。时间单位通常等于最大传播时延。等待一个随机时间，然后重新开始。非坚持型非坚持型CSMACSMA（non-persistent CSMAnon-persistent CSMA）优点：减少了冲突的概率；缺点：增加了信道空闲时间，数据发送延迟增大；信道效率比 1-坚持CSMA低，传输延迟比 1-坚持CSMA大。原理 若站点有数据发送，先监听信道；若站点发现信道空闲，则发送；若信道忙，等待一随机时间，然后重新开始发送过程；若产生冲突，等待一随机时间，然后重新开始发送过程。1 1坚持型坚持型CSMACSMA（1-persistent CSMA1-persistent CSMA）原理 若站点有数据发送，先监听信道；若站点发现信道空闲，则发送；若信道忙，则继续监听直至发现信道空闲，然后完成发送；若产生冲突，等待一随机时间，然后重新开始发送过程。优点：减少了信道空闲时间；缺点：增加了发生冲突的概率；广播延迟对协议性能的影响：广播延迟越大，发生冲突的可能性越大，协议性能越差；原理原理 若站点有数据发送，先监听信道；若站点发现信道空闲，则以概率p发送数据，以概率q=1-p 延迟至下一个时槽发送。若下一个时槽仍空闲，重复此过程，直至数据发出或时槽被其他站点所占用；若信道忙，则等待下一个时槽，重新开始发送；若产生冲突，等待一随机时间，然后重新开始发送。五种多路访问协议性能之比较五种多路访问协议性能之比较S表示信道的吞吐量，在t时间内成功发送的平均帧数；G表示网络负载，t时间内总共发送的平均帧数（成功+重法）五种多路访问协议性能之比较五种多路访问协议性能之比较 几种CSMA系统的通过量，皆是随传播时延的增大而急剧减小，所以 CSMA只能在小传播时延情况下有效。虽然，碰撞检测可改善性能，但随着时延的增大，其效果也将逐渐减弱。CSMA在有时延存在的情况下，总有碰撞发生。要消除碰撞，必须进行非竞争的集中控制。每个站在发送数据前，先监听信道上有无其他站正在发送信息，若无，则发送数据；则有，则暂不发送，退避一段时间后再尝试。其最大的特点是“先听后说先听后说”。CSMA的监听策略有三种算法：非坚持非坚持 一旦监听到信道忙就不再坚持听下去，延迟一段随机时间后再重新监听。（信道利用率不高）1-坚持坚持 监听到信道忙时仍然坚持听下去，直到空闲为止。一旦信道空闲就发送。如有冲突，等待一随机时间后再监听。（冲突较大）P-坚持坚持 监听到信道忙时仍然坚持听下去，直到空闲为止。当听到信道空闲时，以概率p发送数据。(p=1时，即为1坚持）p-坚持的主要问题是如何确定一个合适的p 值。轻载时，1坚持CSMA吞吐量特性最好；重载时，非坚持CSMA吞吐量特性最好，但时间延迟增大。小结：CSMA协议带冲突检测的载波监听多路访问协议CSMA/CD引入原因引入原因 当两个帧发生冲突时，两个被损坏帧继续传送毫无意义，而且信道无法被其他站点使用，对于有限的信道来讲，这是很大的浪费。如果站点边发送边监听，并在监听到冲突之后立即停止发送，可以提高信道的利用率，因此产生了CSMA/CD。原理原理站点使用CSMA协议进行数据发送；在发送期间如果检测到冲突，立即终止发送，并发出一个瞬间干扰信号，使所有的站点都知道发生了冲突；在发出干扰信号后，等待一段随机时间，再重复上述过程。载波监听多路访问/冲突检测CSMA/CD载波监听载波监听 目的：降低冲突次数 如果信道空闲，立即发送 如果信道忙，等待直到信道空闲冲突检测冲突检测 目的：降低冲突的影响，使信道在冲突发生可以尽快恢复使用 一检测到冲突就放弃传输，等待一个随机时间，然后重新监听。CSMA/CD执行过程 每站在发送数据前，先监听信道是否空闲；若是，则发送数据，并继续监听下去，一旦监听到冲突，立即停止发送，并在短时间内连续向信道发出一串阻塞信号（JAM）强化冲突，如果信道忙，则暂不发送，退避一随机时间后再尝试。CSMA/CD协议在CSMA协议基础上增加了发送期间检测冲突的功能。其最大特点是“”。该协议已被IEEE 802委员会采纳，并以此为依据制定了IEEE 802.3标准。CSMA/CD协议同样可分为“非坚持”、“1-坚持”和“p-坚持”三种。以太网通常采用非时隙1-坚持CSMA/CD。CSMA/CD协议的基本思想CSMA/CD之性能Performance of CSMA/CD 如果只有一个站点要发送，信道利用率可达100%。如果有两个或更多个站点要同时发送，线路利用率和吞吐率就会下降部分带宽被冲突和退避延迟消耗了。实际上，一条共享10 Mbps 以太网络通常只能提供24 Mbps的吞吐量给所连接的各个站点。随着网络利用率的增加，特别是如果有许多站点争用时,可能出现过载情况。此时，网络的吞吐量将急剧下降，信道容量的大部分被CSMA/CD算法耗费掉，只有极小部分用于传送有用的数据。为什么一个共享的以太网要求站点数不得超过1024个，原因就在此。人们通常以利用率达到40%作为LAN过载的临界值。利用率较高的LAN将出现高冲突率，传输时间也极可能变化很大（由于退避）。使用网桥或交换机将LAN分成两个或更多个冲突域将是极其有益的。以太网工作原理：载波监听多路访问Carrier Sense Multiple Access(CSMA)一个站点有数据要发送时，要先将其冲突计数器清零，然后监听电缆，看是否有其他站点的载波(信号)在传送。“监听”可以通过监测电缆上是否有电流（每个比特大致为 1820 毫安）来实现。每个比特是以10 MHz(快速以太网为100 MHz）的时钟频率进行曼彻斯特编码后发送的。如果信道没有空闲，就等待，直到信道空闲。然后还要再等一个小的“帧间隔”（IFG）时间（最小为9.6微秒）以便让所有接收站点有时间为下一轮的传输作好准备。【帧间隔帧间隔】以太网数据帧之间的最小时间间隔，用于设备恢复，以便下一帧数据的接收。任何一个以太网帧，则在传输前都要等待一个帧间隔时间。只有此期间网络持续空闲，才能开始试发送。帧间隔使网路上的各个设备都有相同的机会获得发送权。以太网工作原理：冲突检测Collision Detection(CD)CSMA并不能避免两个站点同时发送。如果两个站点都想发送，而且都监听到信道是空闲的，它们将都认定目前无人在使用信道。这样就会产生冲突。每个正在发送数据的站点都继续监听自己的发送过程。如果发现冲突（如同轴电缆上的电流值超过24毫安），就立即停止发送，而改发一个32比特的阻塞码。发送阻塞码的目的是确保各接收方将因CRC差错而丢弃该帧。带冲突检测的监听算法把浪费带宽的时间减少到检测冲突的时间。为保证在帧传输时间内能检测到冲突，要求限制最小帧长(持续时间应不小于2倍的最大传播时延)。接收站将对小于最小帧长的帧当作冲突碎片处理而丢弃之。时隙Slot Time 为了确保所有站点都能在发送站完成发送前开始接收到帧，以太网规定了最小帧长（如要求每个帧有效长度不小于64个字节）。最小帧长与网络跨距、所用的传输媒体类型以及信号达到LAN的最远端时需要通过的中继器的数目有关。所有这些因素定义了一个称为“以太网时隙”的参数。带宽为10 Mbps 或 100 Mbps的以太网时隙为512比特（64字节，对10 Mbps以太网为51.2微秒）时间，带宽为 1000 Mbps的以太网时隙为4096比特（512字节）时间。以太网工作原理：退避重发Retransmission Back-Off 在一个繁忙的网络上，如果所有站点在冲突发生后都试图立即重发，肯定会引起所谓“二次冲突”。所以，要求采取措施将同时重发的概率降低到最小。以太网技术使用的是所谓“随机退避时间”，即每个站点选择一个随机数，乘以时隙时间（即最小帧长时间51.2 微秒）。规定重发前必须先等这一个随机时间。退避算法中还规定须对重发次数（N）进行计数，并将最大重发次数限定为16次，即16次冲突后站点将放弃发送，并报告一个错误。每次重发时,发送站点先构造一个数列:0,1,2,3,4,5,.L，其中L为2K-1，K=N，K10。然后从该数列中随机取一个数R。发送站点退避等待（延迟发送）时间为Rx时隙时间，即 R x 51.2 微秒（对10Mbps以太网）。IP地址 物理地址：在任何一个物理网络中，各站点都有一个机器可识别的地址，该地址为物理地址。物理地址的长度、格式是物理网络的一部分。IP地址：一种全网通用的地址格式，保证一个地址对应一台主机。IP地址的结构：网络号+主机号 IP地址共占用32位：202.112.58.200 IP地址的管理：最高管理机构为NIC（Network Information Centre)IP 地址的分类TCP/IP 分类寻址和 IP 地址的分类qIP 地址长度为 32bit，包括网络号（网络前缀）和主机号q不同的地址类型定义了地址中网络前缀和主机号所占的位数q利用地址类型，可快速区分出地址中的网络前缀和主机号主机号网络前缀241680主机号网络前缀10主机号网络前缀1011523310 1 2 3 4 5 6 7C类B类A类组播（Multicast）地址101保留使用101111D类E类IP地址的分类类别网络数网络地址主机数A271127224B214128191216C22119222328Total：接近43亿网络类别最大网络数第一个可用的网络号最后一个可用的网络号每个网络中的最大主机数A126112616777214B16382128.1191.25465534C2097150192.0.1223.225.254254特殊的 IP 地址直接广播地址（broadcast address）n主机号全 1 的 IP 地址向指定的网络进行广播。有限广播地址（limited broadcast address）n32 位 IP 地址位全 1（即 255.255.255.255）表示用于在本网络中广播的有限广播地址。0 地址nIP 地址中网络号为全 0 表示本网络，用于本网通信nIP 地址全 0 表示本主机。回送地址（loopback address）n网络号为 127 的 A 类地址（如127.0.0.1）用于本地软件测试（测试应用层与网络软件之间的进程间通信）类型 网络前缀主机号 全“1”IP地址小结 IP地址是实现异种网互联的关键技术,它有效地隐藏了物理地址的差异,在不同网络之间实现了统一的地址模式。IP地址长32比特；IP地址共有三种主要类型：A、B、C类，分别对应大、中、小型网络。为适应特殊通信的要求，TCP/IP规定了特殊用途的网络地址。IPV6：IP地址的长度128位；IP表头简化；IP封包可以表明“即时”服务，加快了封包处理。RFC 791、1010、815、894为IP的技术资料。地址解析 地址解析：即地址之间的映射。包括两方面的内容：从IP地址到物理地址的映射和从物理地址到IP地址的映射。TCP/IP提供的两种协议 ARP（Address Resolution Protocol）地址解析协议，IP地址到物理地址的映射；RARP(Reverse Address Resolution Protocol）逆向地址解析协议，物理地址到IP地址的映射。ARP原理 假定在某广播型网上，主机A欲解析主机B的IP地址Ib。A首先广播一个ARP请求报文，请求IP地址为Ib的主机回答其物理地址Pb。网络上的所有主机都受到该ARP报文，只有B识别出自己的Ib地址，并作出应答：向A发送一个ARP应答，回答自己的物理地址Pb.ARP效率 采用高速缓存技术（Caching）；在ARP请求报文中放入信源机的IP地址-物理地址联编；信源机广播时，网上所有主机将其信息存入Cache中；新机入网时，令其广播地址联编。子网掩码(Subnet Mask)是一个32位的值，它有两大功能：用来区分IP地址中的Network ID与Host ID；“IP地址”&“Subnet Mask”=NetworkID 用来将网络进一步划分为多个子网。子网掩码(Subnet Mask)标准的子网掩码为：A类：255.0.0.0 B类：255.255.0.0 C类：255.255.255.0 如:IP地址为166.111.72.54，Submask 为255.255.0.0 则：网络号为166.111 ；主机号为72.54子网掩码的作用 假设信源机IP地址为A，子网掩码为B，目的IP地址为C。当上层软件发送IP数据包时，驱动程序将目的IP（C）与子网掩码（B）作位与操作即：C&B，同时，将源IP地址与子网掩码作位与的操作，即A&B。IF（C&B)=(A&B)then 目的IP和源IP在同一子网内，发出的数据包可直接送到目的地。ELSE 目的IP和源IP不在同一子网内，IP包交网关处理。1利用子网掩码获得IP地址的Network ID和Host ID1利用子网掩码获得IP地址的Network ID和Host ID 当TCP/IP网络上的主机相互通信时，可以利用子网掩码得知这些主机是否处在相同的网络区段内，即Network ID是否相同。A类IP地址的子网掩码为：255.0.0.0；B类IP地址的子网掩码为：255.255.0.0；C类IP地址的子网掩码为：255.255.255.0（255为二进制的8位1，0为二进制的8位0）。其中为1的位用来确定Network ID，为0的位用来确定Host ID。1利用子网掩码获得IP地址的Network ID和Host ID 例如：某甲主机的IP地址为202.197.147.3，计算其Network ID的方法是将IP地址与子网掩码（子网掩码为255.255.255.0，因为该IP地址是C类地址）相对应的二进制位做AND逻辑运算，取得子网掩码为1的IP地址的位，即为Network ID。在IP地址中去除Network ID后，其余的部分就是Host ID。2利用子网掩码切割子网 解决办法就是更改子网掩码，将原Host ID中的最高两个位更改作为子网ID，也就是说，将Host ID中最高的两位用来切割子网，这两位已经不再属于Host ID了。这时子网掩码设为255.255.255.192，注意最后一个字节为192，而不是0（192的二进制值为11000000，其最高的2个位是11）。2利用子网掩码切割子网 两个二进制位有00、01、10、11共4种组合，它可切割出4个子网。这时，每个子网可提供的IP地址将如何分布呢？IP地址的前3个字节当然还是202.197.147，而第四个字节则如表8-1所示。2利用子网掩码切割子网 在IP地址的第四个字节中，属于Host ID只有6位（位0到位5），还必须去掉全部为0与全部为1的地址，而位6、位7已成为子网ID了。因此，各子网所提供的IP地址范围与子网掩码的设置将如表8-2所示。255.255.255.192255.255.255.192255.255.255.192255.255.255.192