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悌方
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1 Lec1: 两级结构的计算机网络 : 通信子网资源子网 Lec2 计算机网络与交换技术 : 网络与分布式的区别 : 分布式系统中多个自治计算机对于用户来说是透明的, 分布式系统负责用户作业的分配和协调相关数据的移动和整合整个系统的管理网络模式 : 客户端服务器模式对等模式交换 : 电路交换报文交换分组交换电路交换 : 发送方和接收方之间建立起一条专用的物理链路用于交换, 可用时分频分复用报文交换 : 通信双方交换的报文必须借助中间一个 \ 多个中间节点的转发分组交换 : 通信双方交换的报文按照网络规定划分成若干个小包, 采用存储转发技术报文交换与分组交换的主要区别 : 报文具有一整段有意义的信息, 而分组 ( 包 ) 没有完整意义发送延迟 / 传输延迟 = 数据块长度 / 信道带宽传播延迟 = 信道长度 / 电磁波的传播速率 Lec3 网络体系结构与参考模型 : 水平通信 ( 对等实体之间 ): 虚通信垂直通信 ( 相邻层 ): 实际通信服务分类 : 有连接服务 / 无连接服务 OIS 七层参考模型 : 物理层链路层网络层传输层会话层表示层应用层 TCP/IP 五层参考模型 : 物理层链路层网络层传输层应用层 Lec4 数据链路层概述与流量控制帧 : 在数据链路上进行数据交换的单位帧边界的划分方法 : 字符计数法字符填充的首尾定界法位填充的首尾定界法流量控制 : 限制发送方发送速度的一种机制, 使发送速度不能超过接收方能处理的速率面向字符协议 : 利用定义好的一种代码字符集的一个子集来执行通信控制面向比特协议 : 以比特来定位每个字段停 - 等流量控制 : 源实体发送一个 PDU, 目标实体收到后发回一个对该 PDU 的确认, 表示同意接受下一个 PDU; 源实体必须等待收到确认后才能发送下一个 PDU

2 停 - 等流量控制效率 :U=1/(1+2a),a = 传播延迟 / 传输时间链路的比特长度 = 电信号从一端传播到另一端的时间滑动窗口工作原理 : 发送窗口和接受窗口在序号上滑动 ; 接收端每收到一个帧, 校验正确且序号落在接受窗口就向前推进一格, 并发出应答 ; 发送端只能发送序号落在发送窗口内的帧, 收到确认后将发送窗口向前推进一格随着窗口大小的增加, 吞吐量上升 Lec5 差错控制与差错检验差错控制 : 指对传输的数据信息进行错误检测回退 N: 发送端连续发送 N 个帧, 接收端以流水线方式顺序接受各个帧, 并进行差错检测一旦某个帧发生错误, 则丢弃该帧和它之后的所有帧最大发送窗口 :m-1 选择重传 : 一次连续发送 N 个帧, 当接收端发现其中有错帧时, 它给发送端反馈要求重发的帧, 其余 (N-1) 个正确帧被接收端先存储起来最大发送窗口 :m/2 码组 : 由 n 个码元 (0,1) 构成的每一组合信息码 : 报文的 0 和 1 监督码 : 插入的 0 和 1. 汉明距离 : 一个码组集合中任意两个码组间的最小码距为了检出 e 个错码, 要求码集的汉明距离 d>=e+1 为了纠正 t 个错码, 要求码集的汉明距离 d>=2t+1 为了检出 e 个错码, 同时纠正 t 个错码, 则 d>=e+t+1(e>t) 编码效率 : 指一个码集中信息所占的比重奇偶校验 : 先将所要传送的数据码元分组在各组的数据后面附加一位校验位, 使得 : 1 的个数为偶数偶校验 1 的个数为奇数奇校验能检验出任意奇数个错误 CRC 工作过程 : 首先双方协商生成多项式 G(x), 发送方发送的数据为 : 前 k 位为信息码, 后 r 位为信息码多项式左移 r 位除以 G(x) 的商接受方收到长为 (k+r) 的信息后先取出前 k 为, 之后将此 k 位形成的多项式左移 r 位除以 G(x) 得到余数, 和传来的后 r 位比较, 相等则传送正确, 否则错误汉明纠错码 : n=k+r,k 为信息码,r 为监督码 r 位监督码可以表示 2^r-1 个错误情况, 为了正确判断出一位错误为在哪里发生, 需要保证

3 2^r-1 >= n( 汉明不等式 ) Lec6 网络实例与数据链路层标准公共电话交换网络 (PSTN) 调制解调技术 : 调幅调频调相窄带 ISDN ADSL: 非对称 DSL, 下行速率远高于上行速率 ADSL 典型配置 : 一个高速下行通道, 一个中速双工通道, 一个 POTS 通道 ISDN 最高速率 144Kbps,ADSL 速度快 : 下行速率达 9Mbps HDLC: 高级数据链路控制几种监控帧 : RR: 肯定应答,N(R) 之前各帧收妥 ; REJ: 否定应答, 从 N(R) 开始重发 ; RNR: 请求暂停发送,N(R) 之前收妥 ; SREJ: 请求重发 N(R) 帧 Lec7 LAN 概述与协议将 DL 分成两层 : 逻辑链路控制层 ( LLC) 介质访问控制层 (MAC) LLC 层与介质访问无关,MAC 层与介质访问相关纯 ALOHA 协议 : 不按时间槽, 不监听, 随机重发分槽 ALOHA 协议 : 各用户节点只能在下一时间槽的起始时刻发送信息载波侦听多路访问 (CSMA): 想要传输的站点首先听一听介质上是否有其他站点在传输, if 忙, 等待,else 传输 CSMA 协议的三种形式 : 1 坚持 : 若介质空闲, 传输 ; 若介质忙, 一直侦听直到空闲马上传输 ; 若发生冲突, 等待一个随机长的时间非坚持 : 若介质空闲, 传输 ; 若介质忙, 随机等一段时间, 重复此算法 P 坚持 : 若介质空闲, 则以概率 p 传输, 以概率 (1-p) 把此次传输推迟一个时间槽 ; 若介质忙, 等待一个时间槽 CSMA/CD 协议 : 若介质空闲, 传输 ; 若忙, 一直侦听直到空闲, 传输 ; 若冲突, 立即停止, 等待一个随机长时间等 2t 时间未听到冲突才能确信抓到了电缆介质访问规则 : 采用 1- 坚持的 CSMA/CD 如果介质空闲, 则传输 ; 如果介质忙, 继续监听, 直到介质空闲马上传输 ;

4 如果在传输期间检测到冲突发送一简短的 JAM 信号 ; 发出 JAM 后, 等待一随机事件, 从头开始冲突窗口 : 发送帧时监听是否发生冲突的那段时间冲突处理 : 立即停止发送帧的其余内容, 并发阻塞信号 JAM; 按一定的后退算法计算重发时间延迟 ; 若重发 16 次仍不成功, 则放弃 ; CSMA/CD 的信道利用率高于 CSMA, 因为 2t<<T 二进制指数后退算法, 重发延迟将随冲突次数的增加而急剧增大交换机 : 每个插板 ( 图中的每一纵列 ) 是一个冲突域 ; 若为每个端口加入缓存, 则每个端口是一个冲突域 Lec8 WLAN 与传输范围 :TX_range 物理层监听范围 :PCS_range 干扰范围 :IF_range 隐藏节点问题 : 由于距离太远而导致一个站点无法检测到介质竞争对手的存在暴露终端问题 : 由于侦听到其他站点的发送而误以为介质忙导致不能发送 BSS: 一组相互通信的站点 ESS: 一组通过分布式系统互连的 BSS 服务 (9): 控制访问和安全 (3):authentication, deauthentication, privacy 用于支持 MAC 服务数据单元的传送 (5):association, re-association, disassociation, distribution, integration 数据传递 (1):MSDU delivery MSDU:MAC 用户传给 MAC 协议需要传输的一块数据 a: 速率高, 传输距离短 b: 速率相对低, 传输距离长 g: 兼具前两者的优点采用 CSMA/CA 算法 CSMA: 如果介质为空, 传输 ; 否则等待, 直到当前传输完全结束冲突避免 : 随机后退算法, 优先级确认协议

5 后退过程 ( 为了 CA(collision avoidance)): 当空闲时间 >=IFS, 立即传输 ; 当介质忙, 延迟直到当前传输结束 +IFS 时间 ; 开始随机后退过程 : 选择一个随机数, 使用侦听确定每个时间槽是否有活动, 如果没有活动则减少 backoff 时间 ; 后退过程中如果介质为忙则挂起 backoff 过程 ; 在当前帧传输结束后恢复后退过程使用后退过程的目的在于避免多个站点同时传输引起的冲突带有 RTS/CTS 的扩展 DCF: 发送者发送 RTS, 接受者用 CTS 侦听到 RTS 发送者在附近侦听到 CTS 接受者在附近 Lec9 网络层概述与网络互连端端通信 : 两个计算机系统传输实体之间的通信网络层是处理端端数据通信的最底层向传输层提供的服务 : 无连接的服务, 面向连接的服务数据报子网 : 每个数据报必须包含目的地的完整地址 ; 路由器用一张表指出通向目的地的出境线路 ; 当一个分组入境时, 路由器查找路由表并将分组沿出境线路发出, 无需修改分组中的任何内容虚电路子网 : 在传输数据之前需要有一个建立虚电路的过程, 建立虚电路时选择一个当前未用的最低虚电路号网络互连 : 物理层 : 中继器链路层 : 网桥网络层 : 路由器传输层应用层 : 网关桥路器 (brouter): 可同时作为网桥使用的路由器分段技术 : 将大的包分成网络能容纳的一系列段, 将每一段作为一个独立的包发送分段与重组 : 透明分段 : 前面的分段对后面的网络透明不透明 : 任一中间网络都不进行重组, 必要时只进行分段, 仅在目标主机进行一次重组虚电路的互联 : 数据包沿着特定路径发送, 每个中间路由器负责中继包并在需要时进行包格式和虚电路号的转换数据包互联 : 不同包选择的路由可能不同, 包的到达次序可能与发送次序不同

6 隧道技术 : 在两个端点建立传输数据报的虚拟管道, 使所传输的数据报不为途径的节点所知电路网关 : 可被看作是一条经过防火墙的通道, 它将防火墙一边的系统与另一边的系统链接 Lec10 路由选择算法路由算法分类 : 非自适应算法, 自适应算法路由决策时间 : 内部数据报 : 为每个包单独作路由决策 ; 内部虚电路 : 当建立虚电路时作路由决策路由决策地点 : 分布式路由 : 每个节点都负责为到达的包选择一条输出链路 ; 集中式路由 : 有某些指定节点负责决策 ; 源路由 : 路由决策由源站点而非网络做出 Dijkstra 算法 Flooding 算法距离矢量算法 (DV): 节点 X 经过 Z 到达 Y 的距离 =X 到 Z 的距离 +Z 到 Y 的距离主要数据结构 : 每个节点维护的距离表一个节点能得到的信息 : 与其直接相连的链路的成本, 来自邻接节点的路由信息存在的问题 : 无穷计算问题解决方法 :(1) 逆向染毒法 : 如果 z 要通过 y 才能到 x, 则 z 将对 y 宣称他到 x 的距离为无穷大 (2) 水平分裂法 : 不向邻居发送从邻居学来的路由知识链路状态路由算法 (LS): 每个节点都有网络的完整拓扑, 每个节点维护到每个邻居的连通性与链路成本利用 Dijkstra 算法计算最短距离 LS 路由算法问题路由震荡 Lec11 Internet 互连协议 IP: 无连接不可靠的包传递服务协议地址 : 协议软件定义一个与底层物理地址无关的编址方案, 给每台主机分配一个唯一的地址 IP 地址的层次结构使得路由算法针对网络进行路由成为可能 IP 地址并不标志一台主机, 二是标志一台主机与网络的一个连接子网编址 : 在分类体系中增加一级, 将主机号进一步划分成子网号和主机号子网掩码 : 用来确定子网划分的特殊比特模式无类域路由 CIDR(Classless Inter-Domain Routing): 没有地址分类以及子网划分概念的地址分配方法采用斜线标记法取代子网掩码 :IP 地址 / 网络前缀比特个数

7 路由聚合 : 将具有相同网络前缀的地址合并成 CIDR 地址块 IP 数据报源路由严格源路由 : 两个相邻地址必须处在同一个网络上 ( 规定了完整路径 ); 松散源路由 : 允许两个地址之间跳过多个网络 ( 规定了部分路径 ) IP 数据报封装 : 将 IP 数据报装进一个帧的数据区, 网络硬件像对待普通帧一样对待包含数据报的帧 IP 数据报分段 : 当数据报的尺寸大于网络 MTU 时, 路由器将数据报分成若干个较小的部分称为段 (fragment) 每一段携带取之原数据报的部分数据, 具有一个类似于原包的包头 IP 数据报重组 : 在所有段的基础上重新产生原始数据报的过程 IP 标准规定只在最终目的地进行重组 IP 数据报转发直接投递 : 指在一个物理网络上, 数据报从一台机器直接传送到另一台机器间接投递 : 发送方必须把数据报发送给某个路由器, 由该路由器把数据报转发到目的网络如果路由表中没有路由器的路由信息, 则把数据报发送到一个省却路由器上 Ipv6 引入扩展头概念 : 经济性扩展性表示法 : 冒分十六进制 Lec12 Internet 互连控制协议 ICMP: Internet control message protocol 当数据报产生差错时,ICMP 向数据报的源端发送错误报告特点 : 不是高层协议 ; 不具备可靠性和优先级 ; 携带 ICMP 报文的数据报传递出现差错时不再报告 ; 携带 ICMP 报文的数据报与携带用户信息的数据报具有完全相同的路由选择功能 : 检查可达性与状态 ;PING; 目的站不可达报告 ; 拥塞控制 ; 重定向路由 ; 检测循环路由 ; 报告其他问题 ; 传送时间估计值 ; 请求获得子网地址掩码地址解析技术 : 将计算机 IP 地址解析成等价的硬件地址的过程查表发相似近似计算法 : 将 IP 地址经过计算得到对应的物理地址动态地址交换法 : 需要解析地址时通过网络进行消息通信获得 IP 地址对应的物理地址 Internet 地址解析协议 :ARP ARP 高速缓存 : 用来存放最近获得的 IP 地址与硬件地址的绑定关系 ARP 的优化策略 : 在回答 ARP 请求后才将请求消息中的发放地址绑定信息加入自己的高速缓存 Internet 反向地址解析协议 :RARP 动态主机配置协议 :DHCP

8 虚拟专用网 : 内联网 (intranet) NAT 协议 : 在私有地址和全局地址之间转换的协议 NAT 路由器 : 转换 IP 源和目的地址地址转换表 : 将处境包的 ( 源 IP 地址 Port 号 ) 替换成 (NAT IP 地址 port 号 ); 对于入境包,NAT 以目的 port 号作为索引查找转换表, 以对应的源 IP/Port 置换回去 NAT 协议优点 : 保留了合法的注册地址模式, 增加了与公网连接的灵活性, 分离私有化网络缺点 : 增加了延迟, 失去了端 - 端的 IP 跟踪性, 违反了 IP 结构模型, 将 Internet 的无连接特性改成面向连接, 违反了最基本的协议分层原则, 不支持非 TCP/UDP 应用, 不支持数据正文中包含 IP 地址的应用 Lec13 IP 组播技术概论组播 : 一次发送操作就可以把包从一个发送者传送到多个接受者组播定义 :ASM: 每一个组播组用一个 IP 地址来标识, 任意发送者发往该地址的数据可以到达所有的组成员 SSM:ASM 模型的扩展, 允许接收者选择发送者应用层组播 : 网络层没有组播功能, 发送者对每一个接受者都采用单播传输网络层组播 : 发送主机仅需发送一个包 IP 组播体系结构 : 应用程序 / 组播地址主机 - 路由协议 (IGMP) 域内组播协议域间组播协议 IP 组播基本思想 : 发送者向组播地址发送数据包接受者告知本网段的路由器他们需要接受哪些数据报发送者和接受者之间的路由器构造组播树, 确保组播数据包到达正确的接受者网络组管理协议 : 用户进程通过该协议提出加入 / 退出某个组的请求, 组播路由器通过该协议了解本地哪些主机加入了哪些组 Internet 组管理协议 (IGMP) 直接相连路由器 : 第一跳和最后一跳路由器第一跳路由器 : 该主机到外部网络的路径上的第一站最后一跳路由器 : 从外部网络到该主机路径上的最后一站组播路由器通过 IGMP 协议为其每个接口维护一张主机组成员列表, 并定期探寻表中成员以便确定该主机组是否仍然存在组播路由算法 :

9 目标 : 找出一个树, 包含所有附接主机属于组播组的路由器根据这棵树路由组播包从发送者到达属于这棵组播树的所有主机共享组播树 : 定义一个中心点, 具有组播组成员的路由器向中心节点单播 join 报文, 该 join 报文经过的路径就定义了发出该 join 报文的边缘路由器和中心节点的路由树基于源的组播树 : 问题 : 在具有 N 个主机的组播组中, 需要构造 N 个不同的路由树逆向路径转发 (RPF) 在构造组播树的过程中, 路由器接受到一个数据包, 要对他执行 RPF 检查 ; 路由器可以确保自己在组播树中入境的路径只有一条, 并且是到发送者最优的那一条 ; 从全局来看则是保证了构造的结果没有环路, 是一棵树修剪 : 去掉不再组播组中的路由器的过程 Internet 组播协议 DVMRP 广播修剪嫁接 Internet 组播协议 PIM Lec14 移动计算与 mobile IP 由于笔记本用户在大多数情况下只是 C/S 模式的 C 端, 所以在移动中改变 IP 并不重要移动需求 : 移动性透明性易使用路由安全 Internet 地址级别 : 域名 Internet IP 地址物理地址移动 IP 实体与术语 : 移动节点 (MN): 从一个网络链路切换到另一个网络家乡网络 : 移动节点的永久家乡外地网络 : 移动节点当前驻留的网络永久地址 : 可用于和移动节点联系的在家乡网络中的地址转交地址 (CoA): 移动节点在所访问网络中的地址家乡代理 (HA): 可代表移动节点 ( 在远程时 ) 执行移动功能的实体希望与移动节点通信的对等通信节点 (CN) 外地代理 (FA): 移动节点所访问网络中代表移动节点执行移动功能的实体所有给移动节点的数据报通过隧道投递给 CoA,CoA 是隧道的出口共享式 CoA: 外地代理是隧道的出口专用 CoA: 移动节点是隧道的终点 HA: 截获家乡链路上发送给 MN 的分组, 封装后隧道给 MN 的注册 CoA FA: 与 MN 建立联系的一个路由器,MN 必须通过 FA 向 HA 更新自己的位置

10 FA 的作用 : 为 MN 生成 CoA, 通告其 HA,FA 可由 MN 自己担任移动节点进入外地网络后与外地代理取得联系, 外地代理与家乡代理联系这个移动节点现在在我这里间接路由缺点 : 当对等节点和移动节点在同一个网络时效率太低直接路由 : 通过 HA 获得 MN 的位置信息后 MN 直接应答对等节点移动对 CN 来说不透明,CN 必须通过移动节点的家乡代理获得其转交地址是否在家乡网络?advertisement 消息的 IP 源地址的网络前缀 = 家乡网络的网络前缀如何检测移动? 在生存期内没有接收到通告消息, 网络前缀已经改变很多请求都喜欢用 UDP 的原因 :UDP 开销小, 并且在无线环境下的性能优于 TCP Lec15 移动 ad hoc 网络移动无线网络 : 移动终端和固定基站互相通信移动终端没有路由功能基站负责路由和交换功能移动 ad hoc 网络 (MANET): 由一组带有无线通信收发装置的移动终端节点组成, 网络中的终端可以自由移动, 地位相等是一个多跳临时无中心的网络网络拓扑结构动态变化 Ad hoc 与以往无线网络的不同点主要在于它是一个多跳的网络由于无线网络拓扑结构的变化性, 资源的有限性, 要求 MANET 路由协议具有自己独特的一些特点, 因此不能使用以往的路由协议 DSDV 协议路由通告 : 向每个邻居通告自己的路由信息 : 目标地址,metric= 到目的地的跳计数, 目标序号路由选择 : 路由选择时优先选择序号大的, 比较新 ; 如果序号一样, 优先选择 metric 低的设置序号的规则 : 每次通告递增自己的目标序号 ( 只用偶数 ); 如果一个节点不再可达, 将该节点的序号递增 1( 奇数 ) 并置 metric= 无穷精妙之处 : 利用一个序号位就解决了无穷计算问题! 按需 / 反应式路由 ADOV 协议节点不需要维护完整的路由信息保证路由无环仅在源节点没有到目的地的有效路由时发动路由发现过程 : 广播一个路由请求 (RREQ) 包

11 给邻居, 邻居转发该请求包给自己的邻居, 直至到达目的地或恰好有路由到目的地的某个中间节点路由维护 : 如果在一条链路的中间发生了断路, 如果中间的某个站点可以修复到目的地的路由, 那么不影响整个链路的通信路由优化 : 扩展环搜索 ( 有限 flooding), 本地修复路由 Lec16 传输层概述与 UDP 协议传输层协议能提供应用的多路复用 / 分用服务可靠数据传送带宽保证及延迟保证传输层提供了应用进程之间的端 - 端连接, 网络层提供了主机之间的逻辑通道为什么要传输层? 根本原因在于网络不可靠为什么要分层 ( 网络传输 )? 网络层协调处理主机之间通信的事物, 传输层协调处理应用进程之间通信的事物应用程序使用 socket 收发数据端口 (port): 用来标识应用进程 0~65535 知名端口 :0~1023 UDP socket 由二元组标识 :<Dest.IP, Dest.Port> 两个具有相同 IP 和 port 号的 UDP segment 将通过同样的目的 socket 到达相同的目的进程重复型客户服务器模型同一时间一个服务器只能服务于一个客户 TCP socket 由四元组标识 :<Source IP, Source Port, Dest IP, Dest Port> 并发型客户服务器模型服务器等待客户请求的到来每个客户都有自己对应的服务器 TCP 和 UDP 的最主要功能是将 IP 提供的端端传递服务扩展到进程级 UDP 功能 : 进程 - 进程数据传递, 差错检测 TCP 功能 : 进程 - 进程数据传递, 差错检测, 可靠数据传递, 面向连接, 拥塞控制 UDP 提供了不可靠的无连接服务它使用 IP 传输报文, 但增加了对给定主机上多个目标进行区别的能力

12 使用 UDP 的应用程序要承担可靠性方面的全部工作 UDP 校验和覆盖了 UDP 头和数据两部分当校验和为 0 时表示发送端没有计算校验和, 当计算出的校验和为 0 则用全 1 表示 UDP 有伪头, 从中可以直接得知目的 IP 地址而不必从 IP 层找混合式的端口管理模式 : (1) 端口号的集中管理 : 一个集中管理机构负责对端口的分配和发布, 所有软件在设计时都要遵守这些分配的规定 (2) 动态绑定 : 应用程序需要时网络软件便指派一个端口 UDP 的优点 : 无需建立连接, 无需连接状态的维护, 报头开销小, 应用程序可控制何时发送何种数据域名系统 (DNS): 将主机名电子邮件地址 Web 服务器名称映射成 IP 地址的分布式数据库系统 Lec17 可靠数据传输与 TCP 协议 Rdt1.0: 基于可靠数据传输 Rdt2.0: 报文可能出错, 不会丢失,ACK NAK 不会出错 Rdt2.1: 报文可能出错,ACK NAK 可能出错,ACK NAK 不会丢失 Rdt2.1: 报文可能出错,ACK NAK 可能出错,ACK NAK 可能丢失基于不可靠数据的连接建立 : 三次握手连接建立时初始序号的选择 : 基于时钟的方法 : 时钟采用二进制计数器的形式, 低 k 位作为初始信号解决方法 : 确保两个序号相同的报文永远不会同时有效 ; 主机恢复后等待 T 秒 (T 是报文生存期的倍数, 用来确保报文发出去 T 时间后不再存在 ); 限制对序号的使用序号选择的限制 : 序号不能进入禁止区域, 发送太快从下方进入, 发送太慢从上方进入控制传输协议 TCP: 特性 : 面向连接, 连接全双工, 连接是点 - 点, 有缓冲的发送, 无结构的数据流 TCP 的接收数据特性 : 为每个字节编号, 确认号为等待的下一个字节, 采用累计确认, 缓冲到达的乱序数据建立连接和关闭连接均三次握手流量控制 :TCP 采用大小变化的滑动窗口协议, 由接收端通过 window size 字段反馈当前可接受的字节数 TCP 没有否定确认机制, 接收端只能通过重复确认来报告出错情况 TCP 快速重传机制 : 发送端检测到三个重复 ACK 立即重传该 ACK 所指的段 LastByteSent LastByteAcked <= RcvWindow 就能保证发送端不会淹没接收端

13 RcvWindow = RcvBuffer (LastByteRcvd - LastByteRead) TCP 性能优化 : (1) Nagle 算法 : 累计多条信息够一个 MSS 一起发送 (2) 克服傻瓜窗口综合症 :Clark 算法 : 通告 0 窗口后, 要等到缓冲区可用空间的一半或 MSS 之后才发送窗口更新通告 Lec18 TCP 协议与 Internet 拥塞控制结论一 : 当包的到达率接近链路容量时将产生长的排队延迟结论二 : 发送端必须重传因缓存溢出而丢失的包结论三 : 延迟增大发送端重发被延迟的包链路容量消耗在转发重复包上结论四 : 当一个包在传输路径上被丢弃, 所有转发过该包的路由器所做的工作都是白费的拥塞 : 太多的发送源端给网络发送了太快太多的数据当路由器接受分组的速度大于他们转发分组的速度, 便会发生 : 子网拒绝额外的分组进入拥塞区域, 被拥塞的路由器可丢弃队列的分组以便腾出空间存放新到达的分组流控和拥塞控制的区别 : 流控只与发送者和接受者之间的点 - 点通信有关, 拥塞控制是全局问题控制论的拥塞控制 : 开环 : 通过良好设计避免拥塞的发生闭环 : 通过反馈获得网络当前状况做恰当的调整拥塞控制的分类 : 端 - 端的拥塞控制 : 端系统由网络行为推断拥塞的发生 (TCP) 网络协助拥塞控制 : 路由器在检测到拥塞时为发送端提供反馈信息拥塞控制方法 : 警告比特 ( 抑制包 ): 通过 HOP-HOP 提高反映速度公平队列方法 : 多个队列, 依次扫描随机早期丢弃 (Random Early Discard) 路由器在缓冲区溢出之前就丢弃一个或者多个分组通信量整形 : 漏桶令牌桶有效窗口兼顾网络和接受能力 :min( 接受窗口, 拥塞窗口 ) TCP 网络通过调整 CongWin( 拥塞窗口 ) 来限制发送速率

14 TCP 拥塞控制的基本思想 : 当发生丢失事件时, 降低发送速率 ( 减少拥塞窗口 CongWin 的大小 ); 所有通过拥塞区域的发送端都降低发送速率注入拥塞路径的流量减少缓解拥塞状况三个算法部分 : 逐步递增加倍递减 (AIMD), 慢速启动, 响应超时慢速启动 : 初始的发送速率 =CongWin/RTT, 每个 RTT 后 CongWin 大小加倍, 发生丢包事件后窗口减半并按照线性速度增大超时 : 发送端进入慢速启动阶段, 拥塞窗口置为 1 个 MSS, 按指数增长直到 CongWin= 发生超时时的一半, 按线性增长 (threshold 减半 ) 连续 3 个 ACK:threshold 值置为当前拥塞窗口的一半, 并把拥塞窗口设置成 threshold 值超时和连续 3 个 ACK 都将 threshold 值设为当前的一半, 但是前者从 1 开始增长, 后者从新的 threshold 值开始增长 Lec19 多媒体与服务质量 ( 上 ) Streaming: 媒体播放器在播放音频 / 视频文件某个部分的同时再下载该文件的后续部分数字化和压缩是多媒体网络应用的基本条件 RTSP:Real time streaming protocol 媒体播放器和媒体流服务器用来交换 playback 控制信息的协议媒体流服务器媒体播放器与媒体流服务器通过专用协议通信实时传输协议 RTP 可用于一对多多对多 RTP session:( 视频会议中 ) 来自多个发送端的视频和音频都属于一个 RTP 会话实时传输控制协议 (RTCP) 接收端 : 在一个 RTCP 包中报告每个流的情况发送端 : 针对发送的每个流报告 RTCP 根据当前 RTP 会话中的参与者个数动态调整发送 RTCP 消息的间隔 Internet 流量分类 : 弹性流量弹性流量 : 指那些延迟和吞吐量变化很大仍然能满足应用需要需求的流量非弹性流量 : 不能适应延迟和吞吐量发生变化的流量 Internet 的 Best-effort 服务在拥塞期间, 非弹性流量将继续供给高负载, 而弹性流量将被挤出互连网络原则一 : 分组打标使路由器能识别出分组属于哪类通信哪类 ( 用户 ) 流量原则二 : 应提供某种程度的隔离机制使一个流不受其他流的错误行为的影响原则三 : 在隔离流的同时必须尽可能地有效使用资源 ( 例如, 链路带宽和缓冲区 ) 原则四 : 必须有一个呼叫准入过程流说明自己的服务质量需求, 获得许可进入网络或者阻

15 塞进入网络流 : 从一个源端到一个目的端的包流调度机制 : FIFO 这个不用说了优先级队列到达输出链路的包被分类排入不同优先级队列 ( 优先级的确定考虑多因素 ) 加权公平队列加个权, 轮流搞监管机制漏桶算法 : 将主机用户进程输出的不规则包流转换为输入网络的均速包流, 主机与网络的接口为一个漏桶, 漏桶就是一个有限的内部队列令牌桶算法思想 : 只有在桶不为空时才能发送包, 每发送一个包桶内令牌数减 1, 桶满时新产生的令牌将被丢弃注意两者的发送速率图不同点比较 Lec20 多媒体与服务质量 ( 下 ) IntServ( 综合服务 ): 由 IETF 开发的一种服务框架, 用来为个别应用会话提供个别的服务质量保证提供多个服务类别 : 尽力而为 (Best Effort) 可控负载确保性核心思想 : 针对不同的类别进行不同的处理关键特性 : 资源预留, 呼叫建立保证型服务 : 提供确定的延迟和带宽, 服务保证固定的端 - 端排队延迟可控负载服务 : 提供的服务等同于网络空载时的服务质量, 统计意义上的质量保证, 无延迟 RSVP(Reservation Protocol): 预留带宽协议软状态 : 除非周期性地收到信令报文, 否则所建立的状态超时硬状态 : 除非从状态建立者收到状态删除报文, 否则所建立的状态保持不变支持异构接收端 : 发送端将音频和视频数据按层次编码 IntServ 的不足 : 过于复杂, 对于每个 flow 都要 Qos 级别判断 DiffServ( 区分服务 ): 由 IETF 开发的一种服务框架, 针对不同类别的流量做不同的处理特点 : 可扩展性, 服务方式灵活组成 : 边缘功能, 核心功能边缘 : 具有 DiffServ 能力并产生流量的主机或者流量经过的第一个具有 DiffServ 能力的路由器行为聚合 = 流量分类核心功能 : 转发分组, 区分服务 ( 基于分组标记 )

16 PHB(Per-Hop Behaviors) 单挑行为 : 快速转发 PHB( 提供铂金服务 ), 确定转发 PHB( 金 50%, 银 30%, 铜 20%) DS 的部署需要不同 ISP 的合作

Chapter #

Chapter # 第三章 TCP/IP 协议栈本章目标通过本章的学习, 您应该掌握以下内容 : 掌握 TCP/IP 分层模型掌握 IP 协议原理理解 OSI 和 TCP/IP 模型的区别和联系 TCP/IP 介绍主机主机 Internet TCP/IP 早期的协议族全球范围 TCP/IP 协议栈 7 6 5 4 3 应用层表示层会话层传输层网络层应用层主机到主机层 Internet 层 2 1 数据链路层