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1、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。 ALOHA协议的最大特点是“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
2、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。,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“)。
3、 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-ALOHA,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。 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,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
4、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(Carrier S
5、ense) 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(Multiple 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,信道监听 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。 发现冲突 等待一个随机时间,然后重新开始。,1-坚持CSMA,信
6、道监听 如果信道忙,继续监听信道,一旦发现信道空闲,立即发送。 发现冲突 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,信道监听 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。 发现冲突 等待一个随机时间,然后重新开始。,非坚持型CSMA(non-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
7、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坚持型CSMA(1-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 若站点有数据发送,先监听信道; 若站点发现信道空闲,
8、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,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,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
9、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”。 CSMA的监听策略有三种算法: 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 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 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。
10、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 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 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
11、/冲突检测 CSMA/CD,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 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“先听后说,边说边听”。该协议已被IEEE 802
12、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
13、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(
14、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】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
15、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
16、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
17、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
18、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 IP 地址长度为 32bit,包括网络号(网络前缀)和主机号 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 利用地址类型,可快速区分出地址中的网络前缀和主机号,IP地址的分类,Total:接近43亿,特殊的 IP 地址
19、,直接广播地址(broadcast address) 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) 32 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 IP 地址中网络号为全 0 表示本网络,用于本网通信 IP 地址全 0 表示本主机。 回送地址(loopback address) 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),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
20、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
21、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。,
22、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I
23、P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 ID,返回,下一页,1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.
24、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。,返回,下一页,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
25、Network ID后,其余的部分就是Host ID。,返回,下一页,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)。,返回,下一页,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。,返回,下一页,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。,返回,255.255.255.192 255.255.255.192 255.255.255.192 255.255.255.192,
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