期末速通（？）⚓︎

概述⚓︎

Internet⚓︎

• 网络(network)：由若干链路 (links) 和节点 (nodes) 互连形成

  

• 互联网(internet)：若干网络通过路由器互连形成，网络的网络

  

• 因特网(Internet) 是世界上最大的互联网。

• 因特网服务提供者(Internet Service Provider, ISP)

• 因特网已发展成为基于 ISP 的多层次结构的互连网络

  

网络实例⚓︎

• 网络边缘(network edge)

  • 端系统：位于互联网边缘与互联网相连的计算机和其他设备
  • 端系统由各类主机(host) 构成：客户端（桌面计算机、移动计算机等各类智能终端设备）服务器
  • 主机的功能：容纳（即运行）应用程序、产生信息并向接入网发送数据、从网络接收数据并提供给应用程序
  • 接入网(access network)
    • 目标：将主机连接到边缘路由器上
    • 边缘路由器(edge routers) 是端系统主机去往任何其他远程端系统的路径上的第一台路由器，各种异构网络通过边缘路由器接入
    • 终端系统和边缘路由器的连接形式：
      • 有线网络接入技术：光纤到户 FTTH，以太网，同轴电缆，双绞线的 DSL，古老的拨号上网
      • 无线网络接入技术：WiFi、4G/5G，卫星广域覆盖

• 网络核心(network core)：由互联端系统的分组交换设备和通信链路构成的网状网络

  • 组成：

    • 分组交换（路由器、链路层交换机）
    • 通信链路（光纤、铜缆、无线电、激光链路）

  • 两大功能：

    • 路由(routing)

      • 全局操作：确定数据分组从源到目标所使用的路径
      • 需要路由协议和路由算法，产生路由表

    • 转发(forwarding)

      • 本地操作：路由器或交换机将接收到的数据分组转发出去（即移动到该设备的某个输出接口）
      • 确定转发出去的接口 / 链路：根据从“入接口”收到分组头中的目的地址，查找本地路由表，确定“出接口”
      

电路交换、分组交换和报文交换⚓︎

• 电路交换(circuit switching)：

  
  • 计算机之间的数据传送是突发式的，当使用电路交换来传送计算机数据时，其线路的传输效率一般都会很低，线路上真正用来传送数据的时间往往不到 10% 甚至 1%。

• 分组交换(packet switching)：

  
  • 发送方：构造并发送分组 (packets)
  • 交换节点：缓存并转发分组
  • 接收方：接受分组，还原报文
  • 优点：
    • 没有建立连接和释放连接的过程
    • 分组传输过程中逐段占用通信链路，有较高的通信线路利用率
    • 交换节点可以为每一个分组独立选择转发路由，使得网络有很好的生存性
  • 缺点：
    • 分组首部带来了额外的传输开销
    • 交换节点存储转发分组会造成一定的时延
    • 无法确保通信时端到端通信资源全部可用，在通信量较大时可能造成网络拥塞
    • 分组可能会出现失序和丢失等问题

• 报文交换(message switching)：

  • 分组交换的前身
  • 报文被整个地发送，而不是拆分成若干个分组进行发送
  • 交换节点将报文整体接收完成后才能查找转发表，将整个报文转发到下一个节点
  • 因此相比分组交换带来的转发时延要长很多，需要交换节点具有的缓存空间也大很多

三种交换方式的对比：

• 若要连续传送大量的数据，并且数据传送时间远大于建立连接的时间，则使用电路交换可以有较高的传输效率；然而计算机的数据传送往往是突发式的，采用电路交换时通信线路的利用率会很低
• 报文交换和分组交换都不需要建立连接（即预先分配通信资源），在传送计算机的突发数据时可以提高通信线路的利用率
• 将报文构造成若干个更小的分组进行分组交换，比将整个报文进行报文交换的时延要小，并且还可以避免太长的报文长时间占用链路，有利于差错控制，同时具有更好的灵活性

定义和分类⚓︎

现阶段对「计算机网络」的一个较好的定义：计算机网络主要是由一些通用的、可编程的硬件互连而成的，而这些硬件并非专门用来实现某一特定目的（例如，传送数据或视频信号）。这些可编程的硬件能够用来传送多种不同类型的数据，并能支持广泛的和日益增长的应用。

• 可编程的硬件：不限于计算机，而是包括了智能手机、具有网络功能的传感器以及智能家电等智能硬件，这些硬件一定包含有 CPU
• 各类应用：基于数据传送实现各种各样的应用，包括今后可能出现的各种应用

分类：

• 交换方式：电路 / 报文 / 分组交换（见前一节）
• 使用者：
  • 公用网：因特网
  • 专用网：军队、铁路、电力、银行

• 传输介质：

  

• 覆盖范围：

  • 广域网（WAN）：几十到几千千米
  • 城域网（MAN）：5-50 km
  • 局域网（LAN）：~1 km
  • 个域网（PAN）10 m

• 拓扑结构：

  • 总线型

    

  • 星型

    

  • 环型

    

  • 网状型

    

性能指标⚓︎

• 速率(rate)：数据的传送速率（即每秒传送多少个比特），也称为数据率(data rate) 或比特率(bit rate)

  • 基本单位是比特 / 秒（bit/s，可简记为 b/s，有时也记为 bps (bit per second)）
  • 常用单位（注意单位转换）：
    • 千比特 / 秒（kb/s 或 kbps）= 10³ bps
    • 兆比特 / 秒（Mb/s 或 Mbps）= 10⁶ bps
    • 吉比特 / 秒（Gb/s 或 Gbps）= 10⁹ bps
    • 太比特 / 秒（Tb/s 或 Tbps）= 10¹² bps

• 带宽(bandwidth)：表示网络的通信线路所能传送数据的能力，即在单位时间内从网络中的某一点到另一点所能通过的最高数据率

  • 单位：同「速率」

  • 数据传送速率 = min[ 主机接口速率，线路带宽，交换机或路由器的接口速率 ]（短板效应）

    

• 吞吐量(throughput)：在单位时间内通过某个网络或接口的实际数据量，常被用于对实际网络的测量，以便获知到底有多少数据量通过了网络

  • 受网络带宽的限制

    

• 时延(delay/latency)：数据从网络的一端传送到另一端所耗费的时间，也称为延迟或迟延

  • 数据可由一个或多个分组、甚至是一个比特构成
  • 发送时延（又称传输时延）(transmission latency) = 分组长度（b）/ 发送速率（b/s）（发送速率公式见「带宽」部分）
  • 传播时延(propagation latency) = 信道长度（m）/ 信号传播速率（m/s）
  
  • 排队时延 (queueing latency) 和处理时延 (processing latency) 不方便计算

  • 总时延为上述四个时延之和

    

• 时延带宽积 = 传播时延 * 带宽

  • 也称为以比特为单位的链路长度，这对我们以后理解以太网的最短帧长是非常有帮助的

• 往返时间(round-trip time, RTT)：从发送端发送数据分组开始，到发送端收到接收端发来的相应确认分组为止，总共耗费的时间

  

  • 可使用 ping 命令查看（time 字段值）

    

• 利用率(utilization)

  • 链路利用率：某条链路有百分之几的时间是被利用的（即有数据通过）；完全空闲的链路的利用率为零
  • 网络利用率：网络中所有链路的链路利用率的加权平均
  • 根据排队论可知，当某链路的利用率增大时，该链路引起的时延就会迅速增加
  • 当网络的通信量较少时，产生的时延并不大，但在网络通信量不断增大时，分组在交换节点（路由器或交换机）中的排队时延会随之增大，因此网络引起的时延就会增大

  • 令 \(D_0\) 表示网络空闲时的时延，\(D\) 表示网络当前的时延，那么在理想的假定条件下，可用下式来表示 \(D, D_0\) 和网络利用率 \(U\) 之间的关系：

    \[ D = \frac{D_0}{1 - U} \]
    

  • 一些大型 ISP 往往会控制信道利用率不超过 50%；如果超过了就要进行扩容，增大线路的带宽

• 丢包率：在一定的时间范围内，传输过程中丢失的分组数量与总分组数量的比率

  • 分为接口 / 节点 / 链路 / 路径 / 网络丢包率

  • 分组丢失主要有以下两种情况：

    • 分组在传输过程中出现误码，被传输路径中的节点交换机（例如路由器）或目的主机检测出误码而丢弃
    • 节点交换机根据丢弃策略主动丢弃分组

  • 丢包率可以反映网络的拥塞情况：

    • 无拥塞时路径丢包率为 0
    • 轻度拥塞时路径丢包率为 1%~4%
    • 严重拥塞时路径丢包率为 5%~15%

体系结构⚓︎

两种通信模式：

• 无连接服务(connectionless service)：无需提前建立连接
• 面向连接服务(connection-oriented service)：也称为虚电路服务 (virtual circuit service)，通信前需建立虚电路

• OSI(open system interconnection) 模型允许网络层支持两种模式：无连接（IP）+ 面向连接（X.25 等协议）
• TCP/IP 模型中，网络层（IP 层）是无连接的，面向连接的功能由传输层（TCP）实现

TCP/IP 体系结构：

专业术语：

• 实体(entity)：解决通过应用进程的交互来实现特定网络应用的问题

  • 对等实体：通信双方相同层次中的实体
  

• 协议(protocol)：控制两个对等实体在“水平方向” 进行“逻辑通信”的规则的集合

  • 协议三要素：

    • 语法：定义所交换信息的格式
    • 语义：定义通信双方所要完成的操作
    • 同步：定义通信双方的时序关系

  • 对等层次之间传送的数据包称为该层的协议数据单元(protocol data unit，PDU)

• 服务(service)：

  
  • 协议是“水平”的，而服务是“垂直”的
  • 实体看得见下层提供的服务，但并不知道实现该服务的具体协议；下层的协议对上层的实体是“透明”的
  • 在同一系统中相邻两层的实体交换信息的逻辑接口称为服务访问点（SAP），它被用于区分不同的服务类型
  • 帧的“类型”字段、IP 数据报的“协议”字段，TCP 报文段或 UDP 用户数据报的“端口号”字段都是 SAP
  • 上层要使用下层所提供的服务，必须通过与下层交换一些命令，这些命令称为服务原语
  • 同一系统内层与层之间交换的数据包称为服务数据单元(service data unit，SDU)

  • 六个核心服务原语（以面向连接服务为例）

    

物理层⚓︎

物理层接口有以下特性：

• 机械特性：

  • 形状和尺寸
  • 引脚数目和排列
  • 固定和锁定装置

• 电气特性：

  • 信号电压的范围
  • 阻抗匹配的情况
  • 传输速率
  • 距离限制

• 功能特性：规定接口电缆的各条信号线的作用

• 过程特性：规定在信号线上传输比特流的一组操作过程，包括各信号间的时序关系

传输介质⚓︎

传输介质(transimission media)：计算机网络设备之间的物理通路，不包含在计算机网络体系结构中（物理层之下）。

导向性传输介质⚓︎

• 同轴电缆(coaxial cable)

  

  • 分类：

    • 基带同轴电缆（50 Ω）：用于数字传输，在早期局域网中广泛使用
    • 宽带同轴电缆（75 Ω）：用于模拟传输，目前主要用于有线电视的入户线

  • 同轴电缆价格较贵且布线不够灵活和方便；随着技术的发展和集线器的出现，在局域网领域基本上都采用双绞线作为传输介质

• 双绞线(twisted pair)

  
  • 绞合的作用：
    • 减少相邻导线间的电磁干扰
    • 抵御部分来自外界的电磁干扰

• 光纤(fiber optics)

  • 利用光脉冲在光纤中的传递来进行通信
  • 由于可见光的频率非常高（约为 108MHz 量级），因此一个光纤通信系统的传输带宽远大于目前其他各种传输介质的带宽
  

  • 分类：

    
    • 多模光纤(multi-mode fiber)
    • 单模光纤(single-mode fiber)

非导向性传输介质⚓︎

• 无线电波

  

• 微波

  
  

• 红外线

  • 设备：电视 / 空调遥控器
  • 红外通信已被淘汰

• 激光

• 可见光

传输方式⚓︎

串行传输和并行传输⚓︎

同步传输和异步传输⚓︎

• 同步传输

  

  收发双方时钟同步的方法：

  • 外同步：在收发双方之间增加一条时钟信号线
  • 内同步：发送端将时钟信号编码到发送数据中一起发送（例如曼彻斯特编码）

• 异步传输

  
  • 字节之间异步，即字节之间的时间间隔不固定
  • 字节中的每个比特仍然要同步，即各比特的持续时间是相同的

单工、半双工和全双工⚓︎

编码与调制⚓︎

基本概念⚓︎

码元(symbol)：在使用时间域的波形表示信号时，代表不同离散数值的基本波形。

常用编码方式⚓︎

• 双极性不归零编码（NRZ）：编码效率高，但存在同步问题

  

  接收方如何判断码元？

  • 需要给收发双方再添加一条时钟信号线
  • 发送方通过数据信号线给接收方发送数据的同时，还通过时钟信号线给接收方发送时钟信号
  • 接收方按照接收到的时钟信号的节拍，对数据信号线上的信号进行采样
  • 对于计算机网络，宁愿利用这根传输线传输数据信号，而不是传输时钟信号

• 双极性归零编码：

  
  • 在每个码元的中间时刻信号都会回归到零电平
  • 接收方只要在信号归零后采样即可
  • 归零编码相当于将时钟信号用归零方式编码在了数据之内，这称为「自同步」信号
  • 然而，归零编码中大部分的数据带宽，都用来传输归零而浪费掉了

• NRZI(not-return-to-zero inverted)：

  
  • 逢 1 变化的 NRZ 码
  • 原理：在每位开始时，逢 1 电平跳变，逢 0 电平不跳变

• 曼彻斯特编码(Manchester encoding)：

  
  • 码元中间时刻的电平跳变既表示时钟信号，也表示数据
  • 正跳变表示 1 还是 0，负跳变表示 0 还是 1，可以自行定义
  • 问题：带宽开销增大了一倍（两个码元表示一比特数据，因此比特率只有波特率的一半）

• 差分曼彻斯特编码(differential Manchester encoding)：

  
  • 码元中间时刻的电平跳变仅表示时钟信号，而不表示数据
  • 数据的表示在于每一个码元开始处是否有电平跳变：无跳变表示 1，有跳变表示 0
  • 在传输大量连续 1 或连续 0 的情况下，差分曼彻斯特编码信号比曼彻斯特编码信号的变化少
  • 在噪声干扰环境下，检测有无跳变比检测跳变方向更不容易出错，因此差分曼彻斯特编码信号比曼彻斯特编码信号更易于检测
  • 在传输介质接线错误导致高低电平翻转的情况下，差分曼彻斯特编码仍然有效

• 4B/5B 编码：

  • 确保足够的信号转换，以便接收器保持同步，减少时间误差
  • 相比于曼彻斯特（以太网的编码方式）编码效率更高

  数据（4B）	码字（5B）	数据（4B）	码字（5B）
  0000	11110	1000	10010
  0001	01001	1001	10011
  0010	10100	1010	10110
  0011	10101	1011	10111
  0100	01010	1100	11010
  0101	01011	1101	11011
  0110	01110	1110	11100
  0111	01111	1111	11101

基本的带通调制方法和混合调制方法⚓︎

基本的带通调制 (modulation) 方法：

混合调制方法： 通常情况下，载波的相位和振幅可以结合起来一起调制，例如正交振幅调制(quadrature amplitude modulation) QAM-16：

• 12 种相位
• 每种相位有 1 或 2 种振幅可选
• 可以调制出 16 种码元（波形），每种码元可以对应表示 4 个比特（\(\log_2 16=4\)）
• 每个码元与 4 个比特的对应关系采用格雷码(Gray code)，即任意两个相邻码元只有 1 个比特不同

注：星座图 (constellation diagram)

信道的极限容量⚓︎

造成信号失真的主要因素⚓︎

• 码元的传输速率：传输速率越高，信号经过传输后的失真就越严重
• 信号的传输距离：传输距离越远，信号经过传输后的失真就越严重
• 噪声干扰：噪声干扰越大，信号经过传输后的失真就越严重
• 传输介质的质量：传输介质质量越差，信号经过传输后的失真就越严重

• 信道上传输的数字信号，可以看做是多个频率的模拟信号进行多次叠加后形成的方波

  

• 如果数字信号中的高频分量在传输时受到衰减甚至不能通过信道，则接收端接收到的波形前沿和后沿就变得不那么陡峭，每一个码元所占的时间界限也不再明确。这样，在接收端接收到的信号波形就失去了码元之间的清晰界限，这种现象称为码间串扰

• 如果信道的频带越宽，则能够通过的信号的高频分量就越多，那么码元的传输速率就可以更高，而不会导致码间串扰
• 然而，信道的频率带宽是有上限的，不可能无限大，因此码元的传输速率也有上限

奈奎斯特定理⚓︎

• 使用奈奎斯特定理给出的公式，就可以根据信道的频率带宽，计算出信道的最高码元传输速率（调制速度）
• 只要码元传输速率不超过根据奈奎斯特定理计算出的上限，就可以避免码间串扰
• 奈奎斯特定理给出的是理想低通信道的最高码元传输速率，它和实际信道有较大的差别；因此，一个实际的信道所能传输的最高码元传输速率，要明显低于奈奎斯特定理给出的上限值
• 奈奎斯特定理适用于所有的传输介质

不可以无限制地提高信息的传输速率，因为在实际的信道中会有噪声。噪声是随机产生的，其瞬时值有时会很大，这会影响接收端对码元的识别，并且噪声功率相对于信号功率越大，影响就越大。

香农公式⚓︎

• 信道的频率带宽 \(W\) 或信道中的信噪比 \(S/N\) 越大，信道的极限信息传输速率 \(C\) 就越高
• 实际信道不可能无限制地提高频率带宽 \(W\) 或信道中的信噪比 \(S/N\)
• 实际信道中能够达到的信息传输速率，要比香农公式给出的极限传输速率低不少，这是因为在实际信道中，信号还要受到其他一些损伤，例如各种脉冲干扰和信号衰减等，这些因素在香农公式中并未考虑

信道复用技术⚓︎

基本原理⚓︎

• 复用(multiplexing)：在一条传输介质上同时传输多路用户的信号
• 当一条传输介质的传输容量大于多条信道传输的总容量时，就可以通过复用技术，在这条传输介质上建立多条通信信道 (channel)，以便充分利用传输介质的带宽
• 尽管实现信道复用会增加通信成本（需要复用器、分用器以及费用较高的大容量共享信道），但如果复用的信道数量较大，还是比较划算的

常用技术⚓︎

• 频分复用(frequency division multiplexing, FDM)：所有用户同时占用不同的频带资源并行通信

  

• 时分复用(time division multiplexing, TDM)：所有用户在不同的时间占用同样的频带

  

• 波分复用(wavelength division multiplexing, WDM)

  • 根据频分复用的设计思想，可在一根光纤上同时传输多个频率（波长）相近的光载波信号，实现基于光纤的频分复用技术
  • 目前可以在一根光纤上复用 80 路或更多路的光载波信号，因此这种复用技术也称为密集波分复用 DWDM
  • 铺设光缆的工程耗资巨大，应尽量在一根光缆中放入尽可能多的光纤，然后对每一根光纤使用密集波分复用技术
  

• 码分复用(code division multiplexing, CDM)

  • 常称为码分多址(code division multiple access, CDMA)，它是在扩频通信技术的基础上发展起来的一种无线通信技术
  • 每个用户可以在相同的时间使用相同的频带进行通信
  • 将每个比特时间划分为 m 个更短的时间片，称为码片(chip)；m 的取值通常为 64 或 128（为了简单起见，在后续的举例中假设 m 的取值为 8）

  • CDMA 中的每个站点都被指派一个唯一的 m 比特码片序列

    • 某个站要发送比特 1，则发送它自己的 m 比特码片序列
    • 某个站要发送比特 0，则发送它自己的 m 比特码片序列的反码

  • 如果有两个或多个站同时发送数据，则信道中的信号就是这些站各自所发送一系列码片序列或码片序列反码的叠加

  • 为了从信道中分离出每个站的信号，给每个站指派码片序列时，必须遵循以下规则：
    • 分配给每个站的码片序列必须各不相同，实际常采用伪随机码序列
    • 分配给每个站的码片序列必须相互正交，即各码片序列相应的码片向量之间的归一化内积为 0

      • 令向量 A 表示站 A 的码片向量，向量 B 表示站 B 的码片向量；两个不同站 A 和 B 的码片序列相互正交，就是向量 A 与向量 B 的归一化內积为 0，即：

        \[ A \cdot B = \frac{1}{m} \sum_{i=1}^m A_i B_i = 0 \]
  例子

  例 1 例 2 例 3

  

  

  来自作业题

  题目解答

  

  Suppose that A, B, and C are simultaneously transmitting 0 bits, using a CDMA system with the chip sequences of Fig.(a). What is the resulting chip sequence?

  Bit 0 is sent as the negative of the user's code, so the received chips are (-A) + (-B) + (-C) = -(A+B+C): (3, 1, 1, -1, -3, -1, -1, 1)

数据链路层⚓︎

• 链路(link)：从一个节点到相邻节点的一段物理线路（有线或无线），中间没有任何其他的交换节点

• 数据链路(data link)：当在一条链路上传送数据时，除需要链路本身，还需要一些必要的通信协议来控制这些数据的传输，把实现这些协议的硬件和软件加到链路上，就构成了数据链路

  • 计算机中的网络适配器（俗称网卡）和其相应的软件驱动程序就实现了这些协议；一般的网络适配器都包含了物理层和数据链路层这两层的功能
  

• 帧(frame)：数据链路层对等实体之间在水平方向进行逻辑通信的 PDU

三个问题⚓︎

封装成帧和透明传输⚓︎

• 封装成帧：数据链路层为上层交付下来的 PDU 添加帧首部和帧尾部，使之成为帧

  
  • 帧首部和帧尾部包含有一些重要的控制信息
  • 帧首部和帧尾部另一个作用是帧定界，但并不是每一种数据链路层协议的帧都包含有帧定界标志（比如以太网 V2 的 MAC 帧）
  • 为了提高传输帧的效率，应当使帧的数据载荷的长度尽可能地大于首部和尾部的长度
  • 考虑到对缓存空间的需求以及差错控制等诸多因素，每一种数据链路层协议都规定了帧的数据载荷的长度上限，即最大传送单元(maximum transfer unit，MTU)

• 透明传输：使数据链路层对上层交付的 PDU 的内容没有任何限制，就好像数据链路层不存在一样

  • 面向字节的物理链路使用字节填充的方法实现透明传输
  • 面向比特的物理链路使用比特填充的方法实现透明传输
  • 具体介绍件 PPP 的「透明传输」一节

差错检测⚓︎

帧在传输的过程中可能出现误码。

• 比特在传输过程中可能会产生差错（称为比特差错），比特 1 可能变成比特 0，反之也有可能
• 在一段时间内，传输错误的比特数量占所传输比特总数的比率称为误码率(bit error rate，BER)
• 提高链路的信噪比，可以降低误码率；但在实际的通信链路上，不可能使误码率下降为零

接收方根据发送方添加在帧尾部中的检错码，可以检测出帧是否出现了误码。常用校验方法有：

• 奇偶校验：

  • 奇校验是在待发送的数据后面添加 1 个校验位，使得添加该校验位后的整个数据中比特 1 的个数为奇数
  • 偶校验是在待发送的数据后面添加 1 个校验位，使得添加该校验位后的整个数据中比特 1 的个数为偶数
  • 在所传输的数据中，如果有奇数个位发生误码，则所包含比特 1 的数量的奇偶性会发生改变，可以检测出误码
  • 在所传输的数据中，如果有偶数个位发生误码，则所包含比特 1 的数量的奇偶性不会发生改变，无法检测出误码（漏检）
  • 在实际使用时，奇偶校验又可分为垂直奇偶校验、水平奇偶校验以及水平垂直奇偶校验
  
  

• 循环冗余校验(cyclic redundancy check，CRC)：

  • 数据链路层广泛使用这一漏检率极低的技术，因为虽然计算比较复杂，但非常易于用硬件实现

  • 基本思想：

    • 收发双方约定好一个生成多项式 \(G(X)\)

      

    • 发送方基于待发送的数据和 \(G(X)\)，计算出差错检测码（冗余码，长度为生成多项式的最高次数），将冗余码添加到待发送数据的后面一起传输

      

      冗余码计算步骤：

      1. 构造被除数：待发送数据后面添加生成多项式最高次数个 0
      2. 构造除数：生成多项式各项系数构成的比特串作为除数
      3. 做二进制模 2 除法：相当于对应位进行逻辑异或运算
      4. 检查余数：余数的位数应与生成多项式最高次数相同，如果位数不够，则在余数前补 0 来凑足位数

    • 接收方收到数据和冗余码后，通过 \(G(X)\) 来计算收到的数据和冗余码是否产生了误码

      

      具体步骤：

      1. 构造被除数：接收到的信息作为被除数
      2. 构造除数：生成多项式各项系数构成的比特串作为除数
      3. 做二进制模 2 除法：相当于对应位进行逻辑异或运算
      4. 检查余数：余数为 0，可认为传输过程无误码；余数不为 0，可认为传输过程产生了误码
  例子

  

  

奇偶校验、循环冗余校验等差错检测技术，只能检测出传输过程中出现了差错，但并不能定位错误，因此无法纠正错误。要想纠正传输中的差错，可以使用冗余信息更多的纠错码（例如海明码）进行前向纠错。但纠错码的开销比较大，在计算机网络中较少使用。

在计算机网络中，通常采用之后介绍的检错重传方式来纠正传输中的差错，或者仅仅丢弃检测到差错的帧，这取决于数据链路层向其上层提供的是可靠传输服务还是不可靠传输服务。

可靠传输⚓︎

• 不可靠传输服务：仅仅丢弃有误码的帧，其他什么也不做
• 可靠传输服务：实现发送方发送什么，接收方最终都能正确收到
• 一般情况下，有线链路的误码率比较低，因此为了减小开销，并不要求数据链路层向其上层提供可靠传输服务；即使出现了误码，可靠传输的问题由其上层处理
• 无线链路易受干扰，误码率比较高，因此要求数据链路层必须向其上层提供可靠传输服务

• 传输差错（前面三种情况出现在数据链路层的上层，最后一种出现在数据链路层及其下层）：

  • 误码（比特差错）：前面刚介绍过
  • 分组丢失：输入队列快满了，主动丢弃收到的分组
  • 分组失序：分组到达顺序与发送顺序不同
  • 分组重复：路由器繁忙，分组在输入队列中等待较长时间，导致发送端超时重发，最终接收端收到多个相同分组

• 可靠传输服务并不局限于数据链路层，其他各层均可选择实现可靠传输

• 可靠传输的实现比较复杂，开销比较大，是否使用可靠传输取决于应用需求

停止 - 等待协议⚓︎

停止 - 等待协议(stop-and-wait protocol)：

• 实现原理：

  
  • 接收方收不到数据分组，就不会发送相应的 ACK 或 NAK；如果不采取措施，发送方就会一直处于等待接收方 ACK 或 NAK 的状态
  • 为解决上述问题，发送方可在每发送完一个数据分组时就启动一个超时计时器(timeout timer)
  • 若到了超时计时器所设置的超时重传时间(retransmission time-out，RTO)，但发送方仍未收到接收方的 ACK 或 NAK，就重传之前已发送过的数据分组；一般可将 RTO 设置为略大于收发双方的平均往返时间 RTT
  
  • 为了避免分组重复这种传输错误，必须给每个分组带上序号；对于停止 - 等待协议，由于每发送一个数据分组就停止等待，只要保证每发送一个新的数据分组，其序号与上次发送的数据分组的序号不同就可以了，因此用一个比特来编号就够了（0/1）
  • 若接收方收到重复的数据分组，则将其丢弃，并再发送一个确认分组；其中确认分组需要编号，避免发送方搞错确认分组对应的数据分组，所用比特数量与数据分组所用比特数量一样
  
  注意事项

  • 使用超时重传机制后，就可以不使用否认机制了，这样可使协议实现起来更加简单；但如果点对点链路的误码率较高，使用否认机制可以使发送方在超时计时器超时前就尽快重传
  • 停止 - 等待协议属于自动请求重传(automatic repeat request，ARQ) 协议，即重传的请求是发送方自动进行的，而不是接收方请求发送方重传某个误码的数据分组

• 信道利用率：

  
  
  • 若出现超时重传，对于传送有用的数据信息来说，信道利用率还要降低
  • 在 RTT 相对较大的情况下，为了提高信道利用率，收发双方不适合采用停止 - 等待协议，而可以选择使用回退 N 帧（GBN）协议或选择重传（SR）协议
  例题

  来自作业题

  题目解答

  A channel has a bit rate of 4 kbps and a propagation delay of 20 msec. For what range of frame sizes does stop-and-wait give an efficiency of at least 50 percent?

  Given:

  • Bit rate \(R = 4 \text{ kbps} = 4000 \text{ bps}\)
  • Propagation delay \(t_p = 20 \text{ ms} = 0.02 \text{ s}\)
  • Efficiency $\eta = \frac{t_f}{t_f + 2t_p} \ge 0.5 $, where \(t_f = \frac{L}{R}\)

  So,

  \[ \frac{t_f}{t_f + 2t_p} \ge 0.5 \Rightarrow t_f \ge 0.04 \text{ s} \\ L = R \times t_f = 4000 \times 0.04 = 160 \text{ bits} \]

  Frame size \(\ge\) 160 bits for efficiency \(\ge\) 50%.

回退 N 帧协议 (Go-Back-N, GBN)⚓︎

• 采用流水线传输可以显著提高信道利用率
• 此时发送方不能无限制地连续发送数据分组，否则可能会导致网络中的路由器或接收方来不及处理这些数据分组，进而导致数据分组的丢失，这实际上是对网络资源的浪费
• 因此回退 N 帧协议除了采用流水线传输方式，还利用发送窗口来限制发送方连续发送数据分组的数量，这属于连续 ARQ 协议
• 采用 \(n\) 个比特给分组编序号，序号范围是 \(0 \sim (2^n - 1)\)（本例假设采用 3 个比特给分组编序号）
• 发送方需要维护一个发送窗口 \(W_T\)（范围为 \(1 < W_T \le (2^n - 1)\)），在未收到接收方确认分组的情况下，发送方可将序号落入 \(W_T\) 内的所有数据分组连续发送出去（下面取 \(W_T = 5\)）
• 接收方需要维护一个接收窗口 \(W_R\)，只有正确到达接收方（无误码）且序号落入 \(W_R\) 内的数据分组才被接收方接收；\(W_R\) 的取值只能是 1，这一点与停止 - 等待协议是相同的
• 接收方每正确收到一个序号落入接收窗口的数据分组，就将接收窗口向前滑动一个位置，这样就有一个新的序号落入接收窗口；与此同时，接收方还要给发送方发送针对该数据分组的确认分组
• 发送方每收到一个按序确认的确认分组，就将发送窗口向前滑动一个位置，这样就有一个新的序号落入发送窗口，序号落入发送窗口内的数据分组可继续被发送
• 在回退 N 帧协议的工作过程中，发送方的发送窗口和接收方的接收窗口按上述规则不断向前滑动（因该类协议又称为滑动窗口协议）

无差错的情况超时重传、回退 N 帧的情况

在无传输差错的情况下，回退 N 帧协议的信道利用率比停止 - 等待协议的信道利用率有显著提高；提高的程度取决于发送窗口的大小。

此时的信道利用率为：\(\eta = \dfrac{W \times t_f}{t_f + \text{RTT}}\)，其中 \(t_f\) 为发送单个帧所需时间。

• 一个数据分组的差错就可能引起大量数据分组的重传
• 在信道质量较差（容易出现误码）的情况下，回退 N 帧协议的信道利用率并不比停止 - 等待协议的信道利用率高

接收方采用累积确认的方式：

• 接收方不必对收到的每一个数据分组都发送一个确认分组，而是可以在收到几个序号连续的数据分组后，对按序到达的最后一个数据分组发送确认分组
• 接收方何时发送累积确认分组，由具体实现决定
• 确认分组 ACKn 表明序号为 n 及之前的所有数据分组都已正确接收

• 优点：

  • 减少向网络中注入确认分组的数量
  • 即使确认分组丢失，也可能不必重传数据分组

• 缺点：不能向发送方及时准确地反映出接收方已正确接收的所有数据分组的数量

问题

若 \(W_T\) 超过取值范围（例如 \(W_T = 8\)），会出现什么情况？

选择重传协议 (Selective Repeat, SR)⚓︎

用 \(n\ (n > 1)\) 个比特给分组编号

• \(W_R\) 超过 \(W_T\) 没有任何意义，并且一般情况下取 \(W_R = W_T\)

• 确保接收窗口向前滑动后，落入接收窗口内的新序号与之前的旧序号没有重叠，避免无法分辨新旧数据分组

• 发送方：

  • 可在未收到接收方确认分组的情况下，将序号落入发送窗口内的多个数据分组全部发送出去
  • 只有按序收到对已发送数据分组的确认分组时，发送窗口才能向前滑动到相应位置
  • 如果收到未按序到达的确认分组，应对其进行记录，以防止其相应数据分组的超时重发，但发送窗口不能向前滑动
• 接收方：
  • 可接收未按序到达但没有误码并且序号落入接收窗口内的数据分组
  • 为了使发送方仅重传出现差错的分组，接收方不再采用累积确认，而需要对每一个正确接收到的数据分组进行逐一确认
  • 只有在按序接收数据分组后，接收窗口才能向前滑动到相应位置

例子

例 1 例 2

本例假设采用 3 个比特给分组编序号，则序号范围是 \(0 \sim (2^3 - 1)\)。

• 接收窗口 \(W_R\) 取最大值 \(2^{3-1} = 4\)
• 发送窗口 \(W_T\) 能取到的最大值也为 \(4\)

故意取 \(W_T = 5\)，此时接收方将无法分辨新旧数据分组。

点对点协议⚓︎

点对点协议(point-to-point protocol，PPP) 是目前使用最广泛的点对点数据链路层协议。

两种应用：

帧格式⚓︎

• 标志(flag) 字段：PPP 帧的定界符，取值为 0x7E
• 地址(address) 字段：取值为 OxFF，保留
• 控制(control) 字段：取值为 0x03，保留
  • 为提升效率，在帧传输过程中该字段可以省略
• 协议(protocol) 字段：其值用来指明帧的数据载荷应向上交付给哪个协议处理
• 帧检验序列(frame check sequence, FCS) 字段：其值为使用 CRC 计算出的检错码
• 可能的 PDU 有：IP 数据报 / LCP 分组 / NCP 分组

透明传输⚓︎

面向字节的异步链路使用字节填充来实现透明传输。具体来说，帧的数据载荷中有若干标志(flag) 字段，和 PPP 帧的定界符取值相等，为 0x7E。

• 发送方的处理：
  • 将数据载荷中出现的每一个 0x7E 减去 0x20（相当于异或 0x20），然后在其前面插入转义字符 Ox7D
  • 若数据载荷中原来就含有 0x7D，则把每一个 0x7D 减去 0x20，然后在其前面插入转义字符 0x7D
  • 将数据载荷中出现的每一个 ASCII 码控制字符（即数值小于 0x20 的字符），加上 0x20（相当于异或 0x20，将其转换成非控制字符），然后在其前面插入转义字符 0x7D
• 接收方的处理：进行与发送方相反的变换，就可以正确地恢复出未经过字节填充的原始数据载荷

面向比特的同步链路使用零比特填充来实现透明传输。

• 发送方的处理：对帧的数据载荷进行扫描（一般由硬件完成），每出现 5 个连续的比特 1，则在其后填充一个比特 0
• 接收方的处理：对帧的数据载荷进行扫描，每出现 5 个连续的比特 1 时，就把其后的一个比特 0 删除

差错检测⚓︎

• 利用帧中的 FCS 字段实现差错检测
• 该字段所采用的 CRC 算法的生成多项式为：\(\text{CRC-CCITT} = x^{16} + x^{12} + x^5 + 1\)。
• 接收方每收到一个 PPP 帧，就进行 CRC 检验；若 CRC 检验正确，就收下这个帧，否则就丢弃这个帧
• 因此使用 PPP 的数据链路层，向上提供的是不可靠数据传输服务

工作状态⚓︎

以用户主机拨号接入 ISP 的拨号服务器的过程为例：

共享式以太网⚓︎

以太网(Ethernet) 以曾经被假想的电磁波传播介质「以太」(Ether) 来命名。

历史

网络适配器和 MAC 地址⚓︎

要将计算机连接到以太网，需要使用相应的网络适配器(adapter)，网络适配器一般简称为「网卡」。网卡结构如下：

• 在计算机内部，网卡与 CPU 之间的通信，一般是通过计算机主板上的 I/O 总线以并行传输方式进行
• 网卡与外部以太网（局域网）之间的通信，一般是通过传输介质（同轴电缆、双绞线电缆、光纤）以串行方式进行的

• 网卡除要实现物理层和数据链路层功能，其另外一个重要功能就是要进行并行传输和串行传输的转换
• 由于网络的传输速率和计算机内部总线上的传输速率并不相同，因此在网卡的核心芯片中都会包含用于缓存数据的存储器
• 在确保网卡硬件正确的情况下，为了使网卡正常工作，还必须要在计算机的操作系统中为网卡安装相应的设备驱动程序，它负责驱动网卡发送和接收帧

在点对点信道中，数据链路层不需要地址；但是在广播信道中，数据链路层必须使用地址作为唯一标识来区分各主机。在每个主机发送的帧的首部中，都携带有发送主机（源主机）和接收主机（目的主机）的数据链路层地址。由于这类地址是用于介质访问控制(medium access control，MAC) 的，因此被称为 MAC 地址。

MAC 地址一般被固化在网卡的电可擦可编程只读存储器（EEPROM）中，因此 MAC 地址也被称为硬件地址或物理地址（跟“物理层”的“物理”没有任何关系）。

一般情况下，普通用户计算机中往往会包含两块网卡，一块是用于接入有线局域网的以太网卡，另一块是用于接入无线局域网的 Wi-Fi 网卡。每块网卡都有一个全球唯一的 MAC 地址。交换机和路由器往往具有更多的网络接口，所以会拥有更多的 MAC 地址。所以严格来说，MAC 地址是对网络上各接口的唯一标识，而不是对网络上各设备的唯一标识。

IEEE 802 局域网的 MAC 地址格式：

MAC 地址发送顺序：

• 字节发送顺序：第 1 字节 -> 第 6 字节
• 比特发送顺序：b0 -> b7

例子

单播广播多播

网卡从网络上每收到一个帧，就检查帧首部中的目的 MAC 地址，按以下情况处理：

1. 如果目的 MAC 地址是广播地址（FF-FF-FF-FF-FF-FF），则接受该帧
2. 如果目的 MAC 地址与网卡上固化的全球单播 MAC 地址相同，则接受该帧
3. 如果目的 MAC 地址是网卡支持的多播地址，则接受该帧
4. 若不在上述三种情况中，则丢弃该帧

网卡还可被设置为一种特殊的工作方式：混杂方式(promiscuous mode)。工作在混杂方式的网卡，只要收到共享介质上传来的帧就会收下，而不管帧的目的 MAC 地址是什么。

• 对于网络维护和管理人员，这种方式可以监视和分析局域网上的流量，以便找出提高网络性能的具体措施
• 嗅探器(sniffer) 就是一种工作在混杂方式的网卡，再配合相应的工具软件（WireShark），就可以作为一种非常有用的网络工具来学习和分析网络
• 混杂方式就像一把“双刃剑”，黑客常利用这种方式非法获取网络用户的口令

全球单播 MAC 地址就如同身份证上的身份证号码，具有唯一性，它往往与用户个人信息绑定在一起。因此，用户应尽量确保自己拥有的全球单播 MAC 地址不被泄露。

为了避免用户设备连接 Wi-Fi 热点时 MAC 地址泄露的安全问题，目前大多数移动设备都已经采用了随机 MAC 地址技术。

CSMA/CD 协议⚓︎

历史背景

在以太网的发展初期，人们普遍认为“无源的电缆线比有源器件可靠”，因此将多个站点连接在一条总线上来构建共享总线以太网。它具有天然的广播特性，即使总线上某个站点给另一个站点发送单播帧，表示帧的信号也会沿着总线传播到总线上的其他各站点。

当某个站点在总线上发送帧时，总线资源会被该站点独占。此时，如果总线上的其他站点也要在总线上发送帧，就会产生信号碰撞。所以共享总线以太网需要解决的一个重要问题是：如何协调总线上的各站点争用总线。

为了解决各站点争用总线的问题，共享总线以太网使用了一种专用协议 CSMA/CD（载波监听多址接入 / 碰撞检测(carrier sense multiple access / collision detection)）。该协议的基本原理为：

• 多址接入（MA）：多个站点连接在一条总线上，竞争使用总线

  

• 载波监听（CS）：每个站点在发送帧之前，先要检测一下总线上是否有其他站点在发送帧（“先听后说”）

  • 若检测到总线空闲 96 比特时间（发送 96 比特所耗费的时间，也称为帧间最小间隔），则发送这个帧
  • 若检测到总线忙，则继续检测并等待总线转为空闲 96 比特时间，然后发送这个帧
  

• 碰撞检测（CD）：每个正在发送帧的站点边发送边检测碰撞（“边说边听”）

  • 一旦发现总线上出现碰撞，立即停止发送，退避一段随机时间后再次从载波监听开始进行发送
  
  • 强化碰撞：发送帧的站点一旦检测到碰撞，除了立即停止发送帧外，还要再继续发送 32 比特或 48 比特的人为干扰信号(jamming signal)，以便有足够多的碰撞信号使所有站点都能检测出碰撞

使用 CSMA/CD 协议的共享总线以太网上的任意站点在发送帧的过程中都可能会遭遇碰撞。那么某个站点从发送帧开始，最长要经过多长时间，才能检测出自己发送的帧与其他站点发送的帧产生了碰撞？下面就来详细分析。

综上，站点从发送帧开始，最多经过时长 \(2 \tau\)（即 \(\delta \rightarrow 0\)）就可检测出所发送的帧是否遭遇了碰撞；这段端到端往返时间被称为争用期(contention period) 或碰撞窗口(collision window)。站点从发送帧开始，经过争用期后还没有检测到碰撞，就可以肯定这次发送不会产生碰撞。

从争用期的概念可以看出，共享总线以太网上的每一个站点从发送帧开始，到之后的一小段时间内，都有可能遭遇碰撞，而这一小段时间的长短是不确定的，它取决于另一个发送帧的站点与本站点的距离，但不会超过总线的端到端往返传播时延，即一个争用期。很显然，总线的长度越长（单程端到端传播时延越大），网络中站点数量越多，发生碰撞的概率就越大。因此，共享以太网的总线长度不能太长，接入的站点数量也不能太多。

10 Mb/s 共享总线以太网（传统以太网）规定：争用期的值为 512 比特的发送时间，即 51.2 μs。

• 除考虑了信号传播时延外，还考虑到网络中可能存在转发器所带来的时延以及产生碰撞时继续发送 32 比特或 48 比特人为干扰信号所持续的时间等
• 共享总线以太网规定：总线长度不能超过 2500m

为了确保共享总线以太网上的每一个站点在发送完一个完整的帧之前，能够检测出是否产生了碰撞，帧的发送时延就不能少于一个争用期。对于 10 Mb/s 的共享总线以太网，其最小帧长为 512b，即 64B。

• 当某个站点在发送帧时，如果帧的前 64B 没有遭遇碰撞，那么帧的后续部分也就不会遭遇碰撞；也就是说，如果遭遇碰撞，就一定是在帧的前 64B 之内
• 由于发送帧的站点边发送帧边检测碰撞，一旦检测到碰撞就立即中止帧的发送，此时已发送的数据量一定小于 64B；因此，接收站点收到长度小于 64B 的帧，就可判定这是一个遭遇了碰撞而异常中止的无效帧，将其丢弃即可

一般来说，帧的数据载荷的长度应远大于帧首部和尾部的总长度，这样可以提高帧的传输效率。然而，如果不限制数据载荷的长度上限，就可能使得帧的长度太长，这会带来一些问题。

例子

在使用 CSMA/CD 协议的共享总线以太网中，正在发送帧的站点一边发送帧一边检测碰撞，当检测到碰撞时就立即停止发送，退避一段随机时间后再重新发送。各站点采用截断二进制指数退避(truncated binary exponential backoff) 算法来选择退避的随机时间。

• 如果连续多次发送碰撞，就表明可能有较多的站点参与竞争信道。但使用上述退避算法可使重传需要推迟的平均时间随重传次数而增大（即动态退避），因而减小产生碰撞的概率
• 当重传达 16 次仍不能成功时，就表明同时打算发送帧的站点太多，以至于连续产生碰撞，此时应放弃重传并向高层报告

考虑以下这种理想情况：

• 总线一旦空闲就有某个站点立即发送帧
• 各站点发送帧都不会产生碰撞
• 发送一帧占用总线的时间为 \(T_0 + \tau\)，而帧本身的发送时间是 \(T_0\)

使用集线器的共享式以太网⚓︎

集线器 (hub)（物理层设备）

在早期，以太网使用一种以大规模集成电路来替代总线、并且可靠性非常高的设备，叫作集线器(hub)；站点连接到集线器的传输介质也转而使用更便宜、更灵活的双绞线电缆。

集线器的特点：

• 使用集线器的以太网虽然物理拓扑是星型的，但在逻辑上仍然是一个总线网；总线上的各站点共享总线资源，使用的还是 CSMA/CD 协议
• 集线器只工作在物理层，它的每个接口仅简单地转发比特，并不进行碰撞检测；碰撞检测的任务由各站点中的网卡负责
• 集线器一般都有少量的容错能力和网络管理功能；例如，若网络中某个站点的网卡出现了故障而不停地发送帧，集线器可以检测到这个问题，在内部断开与出故障网卡的连线，使整个以太网能正常工作

IEEE 于 1990 年制定了 10BASE-T 星型以太网的标准 802.3i，这种以太网是局域网发展史上的一座非常重要的里程碑，它为以太网在局域网中的统治地位奠定了牢固的基础。

• 10BASE-T 以太网的通信距离较短，每个站点到集线器的距离不能超过 100m
• IEEE 802.3 以太网还可使用光纤作为传输介质，相应的标准为 10BASE-F，其中 "F" 表示光纤，主要用作集线器之间的远程连接

在物理层扩展以太网⚓︎

共享总线以太网中两站点之间的距离不能太远，否则它们之间所传输的信号就会衰减到使 CSMA/CD 协议无法正常工作。

在早期广泛使用粗同轴电缆或细同轴电缆共享总线以太网时，为了提高网络的地理覆盖范围，常用的是工作在物理层的转发器。IEEE 802.3 标准规定，两个网段可用一个转发器连接起来，任意两个站点之间最多可以经过三个网段。

随着使用双绞线和集线器的 10BASE-T 星型以太网成为以太网的主流类型，扩展网络覆盖范围就很少使用转发器了。

10BASE-T 星型以太网中，每个站点到集线器的距离不能超过 100m，因此两站点间的通信距离最大不能超过 200m。一般使用光纤和一对光纤调制解调器来扩展站点与集线器之间的距离。

• 这种扩展方法比较简单，但所需付出的代价是：为站点和集线器各增加一个用于电信号和光信号转换的光纤调制解调器，以及它们之间的一对通信光纤
• 由于信号在光纤中的衰减和失真很小，因此使用这种方法可以很简单地将站点与集线器之间的距离扩展到 1000m 以上

以太网集线器一般具有 8~32 个接口，如果要连接的站点数量超过了单个集线器能够提供的接口数量，就需要使用多个集线器，这样就可以连接成覆盖更大范围、连接更多站点的多级星型以太网。采用多个集线器连接而成的多级星型以太网，在扩展了网络覆盖范围和站点数量的同时，也带来了一些负面因素。

在物理层扩展的共享式以太网仍然是一个碰撞域，不能连接太多的站点，否则可能会出现大量的碰撞，导致平均吞吐量太低。

在数据链路层扩展以太网⚓︎

网桥(bridge) 工作在数据链路层（包含其下的物理层），因此网桥具备属于数据链路层范畴的相关能力。

• 可以识别帧的结构
• 可以根据帧首部中的目的 MAC 地址和网桥自身的帧转发表来转发或丢弃所收到的帧

网桥的主要结构：

网桥的接口在向其连接的网段转发帧时，会执行相应的介质访问控制协议，对于共享式以太网就是 CSMA/CD 协议。

例子

Case 1Case 2Case 3

透明网桥(transparent bridge) 通过自学习算法建立转发表。

• 透明网桥中的「透明」，是指以太网中的各站点并不知道自己所发送的帧将会经过哪些网桥的转发，最终到达目的站点；也就是说，以太网中的各网桥对于各站点而言是看不见的
• 透明网桥的标准是 IEEE 802.1D

具体流程为：

1. 网桥收到帧后进行登记（即自学习），登记的内容为帧的源 MAC 地址和进入网桥的接口号
2. 网桥根据帧的目的 MAC 地址和网桥的转发表对帧进行转发，包含以下三种情况：
   • 明确转发：网桥知道应当从哪个接口转发帧
   • 盲目转发：网桥不知道应当从哪个接口转发帧，只能将其通过除进入网桥的接口外的其他所有接口转发
   • 丢弃：网桥知道不应该转发该帧，将其丢弃

例子

盲目转发明确转发丢弃

为了提高以太网的可靠性，有时需要在两个以太网之间使用多个透明网桥来提供冗余链路。但在增加冗余链路提高以太网可靠性的同时，却给网络引入了环路：网络中的广播帧将在环路中永久兜圈，造成广播帧充斥整个网络，网络资源被白白浪费，而网络中的主机之间无法正常通信。

为了避免这一问题，透明网桥使用生成树协议(spanning tree protocol, STP)，可以在增加冗余链路提高网络可靠性的同时，又避免环路带来的问题。

• 不管网桥之间连接成了怎样复杂的带环拓扑，网桥之间通过交互网桥协议单元(bridge protocol data unit，BPDU)，找出原网络拓扑的一个连通子集（即生成树），在这个子集里整个连通的网络中不存在环路
• 当首次连接网桥或网络拓扑发生变化时（人为改变或出现故障），网桥都会重新构造生成树，以确保网络的连通

交换式以太网⚓︎

网桥的接口数量很少，通常只有 2~4 个，一般只用来连接不同的网段。1990 年面世的交换式集线器(switching hub)，实质上是具有多个接口的网桥，常称为以太网交换机(switch) 或二层交换机。

• “二层”是指以太网交换机工作在数据链路层（包括物理层）
• 与网桥相同，交换机内部的转发表也是通过自学习算法，基于网络中各主机间的通信，自动地逐步建立起来的
• 另外，交换机也使用 STP，来产生能够连通全网但不产生环路的通信路径

仅使用交换机（而不使用集线器）的以太网就是交换式以太网。

交换机的每个接口可以连接计算机，也可以连接集线器或另一个交换机。

• 当交换机的接口与计算机或交换机连接时，可以工作在全双工方式，并能在自身内部同时连通多对接口，使每一对相互通信的计算机都能像独占传输介质那样，无碰撞地传输数据，这样就不需要使用 CSMA/CD 协议了
• 当交换机的接口连接的是集线器时，该接口就只能使用 CSMA/CD 协议，并只能工作在半双工方式
• 现在的交换机和计算机中的网卡都能自动识别上述两种情况，并自动切换到相应的工作方式

交换机一般都具有多种速率的接口，例如 10Mb/s、100Mb/s、1Gb/s 甚至 10Gb/s 的接口，大部分接口支持多速率自适应。

• 一般的交换机都采用“存储转发”方式
• 为了减小交换机的转发时延，某些交换机采用了直通(cut-through) 的交换方式
  • 这类交换机在接收帧的同时就立即按帧的目的 MAC 地址决定该帧的转发接口，然后通过其内部基于硬件的交叉矩阵进行转发，而不必把整个帧先缓存后再进行处理
  • 因此直通交换的时延非常小
  • 然而，由于不检查差错就直接将帧转发出去，有可能会将一些无效帧转发给其他主机

共享式以太网 vs 交换式以太网⚓︎

例子

Case 1Case 2Case 3

综上，交换式以太网的网络性能远高于共享式以太网，集线器早已被交换机取代。

以太网的 MAC 帧格式⚓︎

各字段含义：

• 目标地址 / 源地址：用来填入帧的目的 MAC 地址和源 MAC 地址

• 类型：其值用来指明数据载荷中的内容是由上一层的哪个协议封装的，以便将收到的 MAC 帧的数据载荷上交给上一层的这个协议

  • 0x0800：TCP/IP 网络层 IP 协议
  • 0x8137：Novell 网络层 IPX 协议

• FCS：使用 CRC 生成的帧检验序列 FCS，接收方的网卡通过 FCS 的内容就可检测出帧在传输过程中是否产生了误码

• 数据载荷：满足最小帧长为 64B 的要求，并且最大长度限制在 1500B

MAC 帧进入物理层后还会加一个 8 字节的前导码：

接收方可能收到的无效 MAC 帧包括以下几种：

• MAC 帧的长度不是整数个字节
• 通过 MAC 帧的 FCS 字段的值检测出帧有误码
• MAC 帧的长度不在 64~1518 字节之间

接收方收到无效的 MAC 帧时，就简单将其丢弃，因为以太网的数据链路层没有重传机制。

虚拟局域网⚓︎

诞生背景

交换式以太网中的所有站点都属于同一个广播域。随着交换式以太网规模的扩大，广播域也相应扩大。但巨大的广播域会带来一系列问题。

• 广播风暴：浪费网络资源和各主机的 CPU 资源
• 难以管理和维护，带来潜在的安全问题

• TCP/IP 协议栈中的很多协议都会使用广播：

  • 地址解析协议 ARP
  • 路由信息协议 RIPv1
  • 动态主机配置协议 DHCP

• NetBEUI：Windows 下使用的广播型协议

• IPX/SPX：Novell 网络的协议栈
• Apple Talk：Apple 公司的网络协议栈

解决方案是分隔广域网。一种方法是使用路由器可以隔离广播域，但成本太高。于是虚拟局域网技术应运而生。

虚拟局域网(virtual local area network，VLAN) 是一种将局域网内的站点划分成与物理位置无关的逻辑组的技术，一个逻辑组就是一个 VLAN，VLAN 中的各站点具有某些共同的应用需求。

• 属于同一 VLAN 的站点之间可以直接进行通信，而不同 VLAN 中的站点之间不能直接通信
• 网络管理员可对局域网中的各交换机进行配置来建立多个逻辑上独立的 VLAN
• 连接在同一交换机上的多个站点可以属于不同的 VLAN，而属于同一 VLAN 的多个站点可以连接在不同的交换机上
• VLAN 并不是一种新型网络，它只是局域网能够提供给用户的一种服务

VLAN 的实现机制：最常见的就是基于以太网交换机的接口来实现 VLAN，这就需要以太网交换机能够实现以下两个功能：

• 能够处理带有 VLAN 标记的帧，也就是 IEEE 802.1Q 帧

  • 它对以太网 V2 的 MAC 帧格式进行了扩展：在源地址字段和类型字段之间插入了 4 字节的 VLAN 标签(tag) 字段

    
    • 标签协议标识符（TPID）：长度为 16 比特，其值固定为 0x8100，表示该帧是 IEEE 802.1Q 帧
    • 优先级（PRI）：长度为 3 比特，取值范围是 0~7，值越大优先级越高；当网络阻塞时，设备优先发送优先级高的 802.1Q 帧
    • 规范格式指示符（CFI）：长度为 1 比特，取值为 0 表示 MAC 地址以规范格式封装，取值为 1 表示 MAC 地址以非规范格式封装；对于以太网，CFI 的取值为 0
    • 虚拟局域网标识符（VID）：长度为 12 比特，取值范围是 0~4095，其中 0 和 4095 保留不使用
      • VID 是 802.1Q 帧所属 VLAN 的编号，设备利用 VID 来识别帧所属的 VLAN
      • 广播帧只在同一 VLAN 内转发，这样就将广播域限制在了一个 VLAN 内

  • 802.1Q 帧一般不由用户主机处理，而是由以太网交换机来处理：

    • 当交换机收到普通的以太网 MAC 帧时，会给其插入 4 字节的 VLAN 标签使之成为 802.1Q 帧，该处理简称为“打标签”
    • 当交换机转发 802.1Q 帧时，可能会删除其 4 字节的 VLAN 标签使之成为普通的以太网 MAC 帧，该处理简称为“去标签”；交换机转发 802.1Q 帧时也有可能不进行“去标签”处理，是否进行“去标签”处理取决于交换机的接口类型

• 交换机的各接口可以支持不同的接口类型，不同接口类型的接口对帧的处理方式有所不同

  • 根据接口在接收帧和发送帧时对帧的处理方式的不同，以及接口连接对象的不同，以太网交换机的接口类型一般分为 Access 和 Trunk 两种

  • 当以太网交换机上电启动后，若之前未对其各接口进行过 VLAN 的相关设置，则各接口的接口类型默认为 Access，并且各接口的缺省 VLAN ID 为 1，即各接口默认属于 VLAN1

    • 对于思科交换机，接口的缺省 VLAN ID 称为本征 VLAN(native VLAN)
    • 对于华为交换机，接口的缺省 VLAN ID 称为端口 VLAN ID，简记为 PVID；交换机的每个接口有且仅有一个 PVID

  • Access 接口：一般用于连接用户计算机

    • 由于其只能属于一个 VLAN，因此其 PVID 值与其所属 VLAN 的 ID 相同，其默认值为 1
    • 接收处理：一般只接受“未打标签”的普通以太网 MAC 帧，根据接收帧的接口的 PVID 给帧“打标签”，即插入 4 字节的 VLAN 标签字段，VLAN 标签字段中的 VID 取值就是接口的 PVID 值
    • 转发处理：若帧中的 VID 值与接口的 PVID 值相等，则给帧“去标签”后再进行转发，否则不转发帧。因此，从 Access 接口转发出的帧，是不带 VLAN 标签的普通以太网 MAC 帧

  • Trunk 接口：一般用于交换机之间的互连

    • 该接口可以属于多个 VLAN，即可以通过属于不同 VLAN 的帧
    • 默认 PVID 值为 1，一般不建议用户修改；若互连的 Trunk 接口的 PVID 值不相等，则可能出现转发错误
    • 接收处理：既可以接收“未打标签”的普通以太网 MAC 帧，也可以接收“已打标签”的 802.1Q 帧；若接收到普通以太网 MAC 帧时，根据接收帧的接口的 PVID 给帧“打标签”，这与 Access 接口的处理相同
    • 转发处理：对于帧的 VID 值等于接口的 PVID 值的 802.1Q 帧，将其“去标签”转发；对于帧的 VID 值不等于接口的 PVID 值 802.1Q 帧，将其直接转发。因此，从 Trunk 接口转发出的帧，可能是普通以太网 MAC 帧，也可能是 802.1Q 帧

  • Hybrid 接口：华为交换机私有的接口类型

    • 既可以用于交换机之间的互连（与 Trunk 接口相同），也可用于交换机与用户计算机之间的互连（与 Access 接口相同）
    • 除此之外，Hybrid 接口的绝大部分功能与 Trunk 接口相同，不同点在于 Hybrid 接口的转发处理：Hybrid 接口会查看帧的 VID 值是否在接口的“去标签”列表中，若存在则“去标签”后转发，若不存在则直接转发

另外，VLAN 的划分也可以基于 MAC 地址或网络层协议。

例子

例 1 例 2 例 3

一个交换机上不进行人为的 VLAN 划分，交换机各接口默认属于 VLAN1 且类型为 Access 的情况。

在一个交换机上划分两个不同 VLAN 的情况。对交换机进行配置（通过界面或配置命令）：

• 创建 VLAN2 和 VLAN3

  

• 将接口 1 和 2 划归到 VLAN2，接口 3 和 4 划归到 VLAN3

  

两个交换机通过 Trunk 类型的接口互连，Trunk 接口将 802.1Q 帧直接转发的情况。

以太网的发展⚓︎

略

802.11 无线局域网⚓︎

组成⚓︎

随着移动通信技术的发展，无线局域网(wireless local area network，WLAN) 自 20 世纪 80 年代末以来逐步进入市场。IEEE 于 1997 年制定出了无线局域网的协议标准 802.11。这是目前应用最广泛的无线局域网之一，人们更多地将其简称为 Wi-Fi（wireless fidelity，无线保真度）。

802.11 无线局域网可分为以下两类：

• 有固定基础设施的

  • 基本服务集（BSS）

    
    • BSS 内各站点之间的通信以及与 BSS 外的站点之间的通信，都必须经过 BSS 内的接入点 (access point, AP) 进行转发
    • 网络管理员需要为 AP 分配一个最大 32 字节的服务集标识符(service set identifier，SSID) 和一个无线通信信道；SSID 实际上就是使用该 AP 的 802.11 无线局域网的名字

  • 扩展服务集（ESS）

    

  • 802.11 标准并没有定义实现漫游的具体方法，仅定义了以下一些基本服务

    • 关联(association) 服务：移动站与 AP 建立关联的方法有被动扫描和主动扫描两种

      
      • 信标帧(beacon frame)：包含 SSID、AP 的 MAC 地址、支持速率、加密算法和安全配置等参数

    • 重建关联(reassociation) 服务和分离(dissociation) 服务：

      • 如果一个移动站要把与某个 AP 的关联转移到另一个 AP，就可以使用重建关联服务
      • 若要终止关联服务，就应使用分离服务

• 无固定基础设施的：自组织网络(ad hoc network)

  
  • 转发站需要具备路由功能
  • 自组织网络组网方便，不需要基站，并且具有非常好的生存性，这使得自组织网络在军用和民用领域都有很好的应用前景
  • 802.11 无线局域网的 ad hoc 模式允许网络中的各站点在其通信范围内直接通信，也就是支持站点间的单跳通信，而标准中并没有包括多跳路由功能，因此该模式应用较少

物理层⚓︎

• 802.11 无线局域网的物理层非常复杂，依据工作频段、调制方式、传输速率等，可将其分为多种物理层标准
• 802.11 无线网卡一般会被做成多模的，以便能适应多种不同的物理层标准
• 无线局域网最初还使用红外技术(infrared，IR) 和跳频扩频(frequency hopping spread spectrum，FHSS) 技术，但目前已经很少使用了

CSMA/CA 协议⚓︎

无线局域网采用了另一种称为 CSMA/CA 的协议，即载波监听多址接入 / 碰撞避免(carrier sense multiple access/collision avoidance)。相比 CSMA/CD 协议仅将碰撞检测改成了碰撞避免；但实际上并不能避免所有的碰撞，而是尽量减少碰撞发生的概率。

CSMA/CA 协议的基本工作原理：

• DCF（分布式协调功能(distributed coordination function)）

  • 帧间间隔 DIFS 的长度为 128 μs，用来发送数据帧和管理帧
  • 在 DCF 方式下，没有中心控制站点，每个站点使用 CSMA/CA 协议通过争用信道来获取发送权
  • 它是 802.11 定义的默认方式（必须实现）
  • 等待 DIFS 间隔是考虑到可能有其他的站有高优先级的帧要发送

• 虚拟载波监听(virtual carrier sense) 机制

  • 帧首部中的“持续时间”字段的值指出了源站要占用信道的时间（包括目的站发回确认帧所需的时间）
  • 当某个站检测到正在信道中传送的帧首部中的“持续时间”字段时，就调整自己的网络分配向量(network allocation vector，NAV)；NAV 指出了完成这次帧的传送且信道转入空闲状态所需的时间

• 短帧间间隔(short interframe space，SIFS) 的长度为 28 μs，它是最短的帧间间隔，用来分隔开属于一次对话的各帧

  • 一个站点应当能够在这段时间内从发送方式切换到接收方式
  • 使用 SIFS 的帧类型有 ACK 帧、CTS 帧等

• 由于无线信道的误码率较高，CSMA/CA 协议还需要使用停止 - 等待的确认机制来实现可靠传输（这与使用 CSMA/CD 协议的共享式以太网不同）

• 退避算法：

  
  • 当某个站要发送数据帧时，仅在这种情况下才不使用退避算法：检测到信道空闲，并且该数据帧不是成功发送完上一个数据帧之后立即连续发送的数据帧

  • 除此之外的以下情况，都必须使用退避算法：

    • 在发送帧之前检测到信道处于忙态
    • 在每一次重传一个帧时
    • 在每一次成功发送帧后要连续发送下一个帧时

  • 在执行退避算法时，站点为退避计时器设置一个随机的退避时间：

    • 当退避计时器的时间减小到零时，就开始发送数据
    • 当退避计时器的时间还未减小到零时而信道又转变为忙状态，这时就冻结退避计时器的数值，重新等待信道变为空闲，再经过 DIFS 后，继续启动退避计时器

  • 在进行第 \(i\) 次退避时，退避时间在时隙编号 \(\{0, 1, \dots, 2^{2+i} - 1\}\) 中随机选择一个，然后乘以基本退避时间（也就是一个时隙的长度）就可以得到随机的退避时间；当时隙编号达到 255 时（对应于第 6 次退避）就不再增加了

• 为了进一步降低发生碰撞的概率，802.11 无线局域网允许源站对信道进行预约

  
  • RTS（请求发送 (request to send)）帧是短的控制帧，它包括源地址、目的地址和本次通信（包括目的站发回确认帧所需的时间）所需的持续时间
  • CTS（准许发送 (clear to send)）帧是短的响应控制帧，它也包括本次通信所需的持续时间（从 RTS 帧中将此持续时间复制到 CTS 帧中）
  • 除源站和目的站的其他各站，在收到 CTS 帧或数据帧后就推迟访问信道，这样就确保了源站和目的站之间的通信不会受到其他站的干扰
  • 若 RTS 帧发生碰撞，源站就不可能收到 CTS 帧，源站会执行退避算法重传 RTS

  • 使用 RTS 帧和 CTS 帧进行信道预约会带来额外的开销；但由于 RTS 帧和 CTS 帧都很短，发生碰撞的概率、碰撞产生的开销以及本身的开销都很小

    • 对于一般的数据帧，其发送时延往往远大于传播时延（因为是局域网），碰撞的概率很大，且一旦发生碰撞而导致数据帧重发，则浪费的时间就很多，因此用很小的代价对信道进行预约往往是值得的

  • 尽管如此，802.11 无线局域网仍为用户提供了以下三种选择：

    • 使用 RTS 帧和 CTS 帧
    • 只有当数据帧的长度超过某个数值时才使用 RTS 帧和 CTS 帧
    • 不使用 RTS 帧和 CTS 帧

  • 由于 RTS 帧和 CTS 帧都会携带通信需要持续的时间，这与之前介绍过的数据帧可以携带通信所需持续时间的虚拟载波监听机制是一样的，因此使用 RTS 帧和 CTS 帧进行信道预约，也属于虚拟载波监听机制

    • 利用虚拟载波监听机制，站点只要监听到数据帧、RTS 帧或 CTS 帧中的任何一个，就能知道信道将被占用的持续时间，而不需要真正监听到信道上的信号，因此虚拟载波监听机制能减少隐蔽站带来的碰撞问题

MAC 帧⚓︎

MAC 帧分为：

• 数据帧：用于在站点间传输数据
• 控制帧：通常与数据帧搭配使用，负责区域的清空、虚拟载波监听的维护以及信道的接入，并于收到数据帧时予以确认
  • ACK 帧、RTS 帧以及 CTS 帧等都属于控制帧
• 管理帧：用于加入或退出无线网络，以及处理 AP 之间连接的转移事宜
  • 信标帧、关联请求帧以及身份认证帧等都属于管理帧

数据帧格式：

• 持续期：用于实现 CSMA/CA 的虚拟载波监听和信道预约机制；在数据帧、RTS 帧和 CTS 帧中用该字段指出将要持续占用信道的时长
• 序号控制：用来实现 802.11 的可靠传输，对数据帧进行编号

• 4 个地址字段取决于帧控制字段中的“去往 DS”（到分配系统）和“来自 DS”（分配系统）这两个字段的值

  

网络层⚓︎

网络层的主要任务就是将分组从源主机经过多个网络和多段链路传输到目的主机，可以将该任务划分为分组转发和路由选择两种重要的功能。

网络层向上层提供的两种服务：

• 面向连接的虚电路服务

  
  • 核心思想是“可靠通信应由网络自身来保证”
  • 必须首先建立在网络层中建议一种叫做虚电路(virtual circuit，VC) 的连接，以保证通信双方所需的一切网络资源
  • 通信双方沿着已建立的虚电路发送分组
    • 虚电路表示这是一条逻辑上的连接，分组沿着这条逻辑连接按照存储转发方式传送，而不是真正建立了一条物理连接
    • 分组的首部仅在连接建立阶段使用完整的目的主机地址，之后每个分组的首部只需要携带一条虚电路编号即可
  • 通信结束后，需要释放之前所建立的虚电路
  • 这种通信方式如果再使用可靠传输的网络协议，就可使所发送的分组最终正确（无差错按序到达、不丢失、不重复）到达接收方
  • 很多广域分组交换网都使用面向连接的虚电路服务，但因特网采用了无连接的数据报服务

• 无连接的数据报服务

  
  • 核心思想是“可靠通信应由用户主机来保证”
  • 不需要建立网络层连接，因此通信结束后也就没有需要释放的连接
  • 每个分组可走不同的路径，因此每个分组的首部都必须携带目的主机的完整地址
  • 这种通信方式所传送的分组可能误码、丢失、重复和失序
  • 由于网络自身不提供端到端的可靠传输服务，这就使得网络中的路由器可以做得比较简单，大大降低了网络造价
  • 另外，这种设计思想的运行方式灵活、能够适应多种应用

网际协议⚓︎

网际协议(internet protocol，IP) 是 TCP/IP 体系结构网络层中的核心协议。

异构网络连接

要将众多的异构型网络都互连起来，并且能够互相通信，则会面临许多需要解决的问题。

• 不同的网络接入机制
• 不同的差错恢复方法
• 不同的路由选择技术
• 不同的寻址方案
• 不同的最大分组长度
• 不同的服务（面向连接服务和无连接服务）

这些网络的拓扑、性能以及所使用的网络协议都不尽相同，这是由用户需求的多样性造成的，没有一种单一的网络能够适应所有用户的需求。

当 IP 网上的主机进行通信时，就好像在一个单个网络上通信一样，它们看不见互连的各网络的具体异构细节。

IPv4 地址及其编址方法⚓︎

IPv4 地址是给因特网上的每台主机（或路由器）的每一个接口分配的一个在全世界范围内唯一的 32 比特的标识符，由因特网名字和数字分配机构 (Internet Corporation for Assigned Names and Numbers，ICANN) 进行分配。

• 我国用户可向亚太网络信息中心 (Asia Pacific Network Information Center，APNIC) 申请 IP 地址，需要缴纳相应的费用，一般不接受个人申请
• 2011 年，IPv4 地址已经分配完毕

IPv4 地址采用点分十进制表示方法以方便用户使用。

IPv4 地址编址方法的发展历程

一开始采用的编址方法是分类编址法。IPv4 地址可拆分为两部分：

• 网络号：
  • 标志主机（或路由器）的接口所连接到的网络
  • 同一个网络中，不同主机（或路由器）的接口的 IPv4 地址的网络号必须相同，表示它们属于同一个网络
• 主机号：
  • 标志主机（或路由器）的接口
  • 同一个网络中，不同主机（或路由器）的接口的 IPv4 地址的主机号必须各不相同，以便区分各主机（或路由器）的接口

IPv4 地址共有 5 类：

• A 类、B 类和 C 类地址都是单播地址，只有单播地址可以分配给网络中的主机（或路由器）的各接口
• 主机号为全 0 的地址是网络地址，不能分配给主机（或路由器）的各接口
• 主机号为全 1 的地址是广播地址，不能分配给主机（或路由器）的各接口

总结

一般不使用的 IPv4 地址

随着更多的中小网络加入因特网，IPv4 分类编址方法不够灵活、容易造成大量 IPv4 地址资源浪费的缺点就暴露出来了。于是引入划分子网编址方法对其进行改进。

子网掩码可以表明分类 IPv4 地址的主机号部分被借用了几个比特作为子网号。与 IPv4 地址类似，子网掩码也是由 32 比特构成的。

• 用左起多个连续的比特 1 对应 IPv4 地址中的网络号和子网号
• 之后的多个连续的比特 0 对应 IPv4 地址中的主机号

将划分子网的 IPv4 地址与相应的子网掩码进行逐比特的逻辑与运算，就可得到该 IPv4 地址所在子网的网络地址。

例子

默认子网掩码是指在未划分子网的情况下使用的子网掩码。

无分类编址方法使用的地址掩码与划分子网使用的子网掩码类似，由 32 比特构成。

• 用左起多个连续的比特 1 对应 IPv4 地址中的网络前缀
• 之后的多个连续的比特 0 对应 IPv4 地址中的主机号

为了简便起见，可以在无分类编址地址后面加上斜线 /，在斜线之后写上网络前缀所占的比特数量，这种记法称为斜线记法。

实际上，无分类域间路由选择(classless inter-domain routing, CIDR) 是将网络前缀都相同的、连续的多个无分类 IPv4 地址，组成一个 CIDR 地址块，只要知道其中的任何一个地址，就可以知道该地址块的以下全部细节：

• 地址块中的最小地址
• 地址块中的最大地址
• 地址块中的地址数量
• 地址块中聚合某类网络（A 类、B 类、C 类）的数量
• 地址掩码

使用无分类编址方法，可以根据客户的需要分配适当大小的 CIDR 地址块，因此可以更加有效地分配 IPv4 的地址空间。

使用无分类编址方法的另一个好处是路由聚合（也称为构造超网）。

• 网络前缀越长，地址块越小，路由越具体
• 若路由器查表转发分组时发现有多条路由条目匹配，则选择网络前缀最长的那条路由条目，这称为最长前缀匹配，因为这样的路由更具体

IPv4 地址与 MAC 地址⚓︎

IPv4 地址与 MAC 地址的封装位置：

数据报传送过程中 IPv4 地址与 MAC 地址的变化情况：

• 在数据包的传送过程中，数据包的源 IP 地址和目的 IP 地址保持不变
• 在数据包的传送过程中，数据包的源 MAC 地址和目的 MAC 地址逐链路（或逐网络）改变

查表转发的结果可以指明 IP 数据报的下一跳路由器的 IP 地址，但无法指明该 IP 地址所对应的 MAC 地址。因此，在数据链路层封装该 IP 数据报成为帧时，帧首部中的目的 MAC 地址字段就无法填写，该问题需要使用网络层中的地址解析协议来解决。

地址解析协议（ARP）⚓︎

地址解析协议(address resolution protocol, ARP) 用于将局域网内主机 IP 地址解析至对应的 MAC 物理地址。

例子

情境：A 向 B 发送分组

Step 1Step 2Step 3Step 4

• ARP 高速缓存表的记录类型分为：
  • 动态：通过 ARP 自动获取，生命周期默认为 2min
  • 静态：手工配置，不同操作系统下的生命周期不同，例如系统重启后不存在或系统重启后依然有效
• ARP 高速缓存表中的 IP 地址与 MAC 地址的对应关系并不是永久不变的，例如主机更换了一块新网卡

• 不能跨网络使用 ARP

  

IPv4 数据报的首部格式⚓︎

• IPv4 数据报的首部(header) 格式及其内容是实现 IPv4 协议各种功能的基础
• 在 TCP/IP 标准中，各种数据格式常常以 32 比特（即 4 字节）为单位来描述
• 固定部分是指每个 IPv4 数据报都必须要包含的部分
• 某些 IPv4 数据报的首部，除了包含 20 字节的固定部分，还包含一些可选的字段来增加 IPv4 数据报的功能

下面介绍 IPv4 数据报首部中的各字段或某些字段组合的含义和功能：

• 版本(version)：长度为 4 个比特，用来表示 IP 协议的版本

  • 通信双方使用的 IP 协议的版本必须一致
  • 目前广泛使用的 IP 协议的版本号为 4（即 IPv4）

• 首部长度(Internet header length, IHL)：

  • 长度为 4 个比特，该字段的取值以 4 字节为单位，用来表示 IPv4 数据报的首部长度
  • 最小取值为二进制的 0101，即十进制的 5，再乘以 4 字节单位，表示 IPv4 数据报首部只有 20 字节固定部分
  • 最大取值为二进制的 1111，即十进制的 15，再乘以 4 字节单位，表示 IPv4 数据报首部包含 20 字节固定部分和最大 40 字节可变部分

• 可选字段(options)：

  • 长度从 1 字节到 40 字节不等，用来支持排错、测量以及安全措施等功能
  • 虽然可选字段增加了 IPv4 数据报的功能，但这同时也使得 IPv4 数据报的首部长度成为可变的，这就增加了因特网中每一个路由器处理 IPv4 数据报的开销
  • 实际上该字段很少被使用

• 填充(padding)：

  • 用来确保 IPv4 数据报的首部长度是 4 字节的整数倍，使用全 0 填充

• 区分服务(differentiated services)：

  • 长度为 8 个比特，利用该字段的不同取值可提供不同等级的服务质量
  • 该字段在旧标准中叫作服务类型，但实际上一直没有被使用过；1998 年，IETF 把这个字段改名为区分服务
  • 只有在使用区分服务时该字段才起作用，一般情况下都不使用该字段

• 总长度(total length)：

  • 长度为 16 个比特，该字段的取值以字节为单位，用来表示 IPv4 数据报的长度（首部长度 + 数据载荷长度）
  • 最大取值为二进制的 16 个比特 1，即十进制的 65535（很少传输这么长的 IPv4 数据报）

• IPv4 数据报分片：当 IPv4 数据报长度超过 MTU（最大传送单元）时，无法封装成帧，需要将原 IPv4 数据报分片为若干个更小的 IPv4 数据报

  • 标识(identification)

    • 长度为 16 个比特，属于同一个 IPv4 数据报的各分片数据报应该具有相同的标识
    • IP 软件会维持一个计数器，每产生一个 IPv4 数据报，计数器值就加 1，并将此值赋给标识字段

  • 标志(flag)

    • 最低位(more fragment, MF)

      • MF=1 表示本分片后面还有分片
      • MF=0 表示本分片后面没有分片

    • 中间位(don't fragment, DF)

      • DF=1 表示不允许分片
      • DF=0 表示允许分片

    • 最高位为保留位，必须设置为 0

  • 片偏移(fragment offset)：

    • 长度为 13 个比特，该字段的取值以 8 字节为单位，用来指出分片 IPv4 数据报的数据载荷偏移其在原 IPv4 数据报的位置有多远

• 生存时间(time to live, TTL)

  • 长度为 8 个比特，取值最初以秒为单位，因此 IPv4 数据报的最大生存时间最初为 255s；路由器转发 IPv4 数据报时，将其首部中该字段的值减去该数据报在路由器上所耗费的时间，若结果不为 0 就转发，否则就丢弃
  • 后来改为以跳数为单位
  • 作用：防止被错误路由的 IPv4 数据报无限制地在因特网中兜圈
  

• 协议(protocol)：

  • 长度为 8 个比特，用来指明 IPv4 数据报的数据载荷是何种 PDU
  • 常用的一些协议和相应的协议字段值：
    • ICMP：1
    • IGMP：2
    • TCP：6
    • UDP：17
    • IPv6：41
    • OSPF：89

• 首部校验和(header checksum)：

  • 长度为 16 个比特，用于检测 IPv4 数据报在传输过程中其首部是否出现了差错
  • IPv4 数据报每经过一个路由器，其首部中的某些字段的值（例如 TTL、标志以及片偏移等）都可能发生变化，因此路由器都要重新计算一下首部校验和

  • 计算方法：

    

    上述校验和的计算方法不仅用于 IP 协议，还用于传输层的 UDP 和 TCP，常被称为因特网校验和(Internet checksum)；这种校验和的检错性能虽然不如 CRC，但更易用软件实现

• 源地址(source address)：长度为 32 个比特，用来填写发送 IPv4 数据报的源主机的 IPv4 地址

• 目标地址(destination address)：长度为 32 个比特，用来填写接收 IPv4 数据报的目的主机的 IPv4 地址

静态路由配置⚓︎

静态路由配置是指用户或网络运维人员使用路由器的相关命令给路由器人工配置路由表。这种做法简单、开销小、但不能及时适应网络状态（流量、拓扑等）的变化，一般只在小规模网络中采用。

例子

一般情况默认路由特定主机路由

• 默认路由条目中的目的网络 0.0.0.0/0，其中 0.0.0.0 表示任意网络，而网络前缀 /0（相应的地址掩码为 0.0.0.0）是最短的网络前缀
• 路由器在查找转发表转发 IP 数据报时，遵循最长前缀匹配的原则，因此默认路由条目的匹配优先级最低

• 特定主机路由条目中的目的网络 192.168.2.1/32，其中 192.168.2.1 是特定主机的 IP 地址，而网络前缀 /32 是最长的网络前缀
• 路由器在查找转发表转发 IP 数据报时，遵循最长前缀匹配的原则，因此特定主机路由条目的匹配优先级最高

进行静态路由配置需要认真考虑和谨慎操作，否则可能出现以下问题：

• 路由条目配置错误，甚至导致出现路由环路
• 聚合路由条目时可能引入不存在的网络

因特网的路由选择协议⚓︎

路由选择分类⚓︎

• 静态路由选择（前面已详细介绍）
• 动态路由选择
  • 路由器通过路由选择协议自动获取路由信息
  • 动态路由选择比较复杂、开销比较大，但能较好地适应网络状态的变化
  • 动态路由选择适用于大规模网络

分层次的路由选择协议⚓︎

因特网是全球最大的互联网，它所采取的路由选择协议具有以下三个主要特点：

• 自适应：因特网采用动态路由选择，能较好地适应网络状态的变化
• 分布式：因特网中的各路由器通过相互间的信息交互，共同完成路由信息的获取和更新
• 分层次：
  • 将整个因特网划分为许多较小的自治系统(autonomous system，AS)
  • 在自治系统内部和外部采用不同类别的路由选择协议，分别进行路由选择

路由信息协议（RIP）⚓︎

路由信息协议(routing information protocol，RIP) 是内部网关协议中最先得到广泛使用的协议之一。它是一种距离向量协议。

• 要求 AS 内的每一个路由器，都要维护从它自己到 AS 内其他每一个网络的距离记录，这组距离称为距离向量(distance-vector，D-V)

• 使用跳数(hop count) 衡量到达目的网络的距离

  • 将路由器到直连网络的距离定义为 1
  • 将路由器到非直连网络的距离定义为所经过的路由器数加 1
  • 允许一条路径最多只能包含 15 个路由器，距离等于 16 时相当于不可达，因此 RIP 只适用于小型互联网
  

• RIP 认为好的路由就是“距离短”的路由，也就是通过路由器数量最少的路由

• 当到达同一目的网络有多条 RIP 距离相等的路由时，可以进行等价负载均衡，也就是将通信量均匀分布到多条等价的路径上

• 三个重要特点：

  • 和谁交换信息：仅和相邻路由器交换信息
  • 交换什么信息：交换路由器自己的路由表，每个表项包含以下字段：目标网络、最短 RIP 距离、下一跳的路由器
  • 何时交换信息：
    • 周期性交换
    • 触发更新：为了加快 RIP 的收敛速度，当网络拓扑发生变化时，路由器要及时向相邻路由器通告拓扑变化后的路由信息

• 基本工作过程：

  
  1. 路由器刚开始工作时，只知道自己到直连网络的 RIP 距离为 1
  2. 每个路由器仅和相邻路由器周期性地交换并更新路由信息
  3. 若干次交换和更新后，每个路由器都知道到达本 AS 内各网络的最短距离和下一跳路由器，称为收敛

• 距离向量算法：

  例子（需理解！）

  D 修改 C 的路由表更新 D 的路由表

  

  

  更新 / 不更新理由：

  • N2：到达目的网络，相同的下一跳，最新消息，要更新
  • N3：发现了新的网络，添加
  • N6：到达目的网络，不同的下一跳，新路由优势，要更新
  • N8：到达目的网络，不同的下一跳，RIP 距离相等，可以等价负载均衡，添加
  • N9：到达目的网络，不同的下一跳，新路由劣势，不更新
  • 除了上述 RIP 路由条目更新规则外，算法中还包含以下时间参数：
    • 路由器每隔大约 30 秒向其所有相邻路由器发送路由更新报文
    • 若 180 秒（默认）没有收到某条路由条目的更新报文，则把该路由条目标记为无效（即把 RIP 距离设置为 16，表示不可达），若再过一段时间（如 120 秒），还没有收到该路由条目的更新报文，则将该路由条目从路由表中删除

• 问题：坏消息传播慢，又被称为路由环路或 RIP 距离无穷计数问题

  

  减小该问题带来的危害的措施：

  • 限制最大 RIP 距离为 15（16 表示不可达）
  • 当路由表发生变化时就立即发送路由更新报文（即触发更新），而不仅是周期性发送
  • 防止路由环路的两种关键技术
    • 水平分割(split horizon)：“从不将学自某邻居的路由，再通告回该邻居”
    • 毒性逆转(poisoned reverse)：“可以将学自某邻居的路由再通告回该邻居，但将其距离设置为无穷大（即‘毒化’这条路由）”

• 现在较新的 RIP 版本是 1998 年 11 月公布的 RIP2 [RFC 2453]，已经成为因特网标准协议

  • 与 RIP1 相比，RIP2 可以支持变长子网掩码和 CIDR
  • 还提供简单的鉴别过程并支持多播

• RIP 相关报文使用传输层的 UDP 进行封装，使用的 UDP 端口号为 520

  • 从 RIP 报文封装的角度看，RIP 属于 TCP/IP 体系结构的应用层
  • 但 RIP 的核心功能是路由选择，这属于 TCP/IP 体系结构的网络层

开放最短路径优先协议（OSPF）⚓︎

开放最短路径优先(open shortest path first，OSPF) 协议是为了克服 RIP 的缺点开发出来的。它是一种链路状态协议。

• 「开放」表明 OSPF 协议不是受某一厂商控制，而是公开发表的
• 「最短路径优先」是因为使用了 Dijkstra 提出的最短路径算法
• 另外 OSPF 是基于链路状态的，和最短路径算法一起保证了不会产生路由环路
  • 链路状态 (link state)：本路由器都和哪些路由器相邻，以及相应链路的成本 (cost)（表示费用、距离、时延和带宽等，由网络管理人员来决定）
• 不限制网络规模，更新效率高，收敛速度快

• 相邻路由器之间通过交互问候(hello)分组来建立和维护邻居关系

  • 问候分组封装在 IP 数据报中，发往组播（多播）地址 224.0.0.5；IP 数据报首部中的协议号字段的取值为 89，表明 IP 数据报的数据载荷为 OSPF 分组
  • 问候分组发送周期为 10 秒
  • 若 40s 未收到来自邻居路由器的问候分组，则认为邻居路由器不可达

  • 每个路由器都会建立一张邻居表

    

• 使用 OSPF 的每个路由器都会产生链路状态通告(link state advertisement, LSA)，它包含以下两类信息：

  • 直连网络的链路状态信息
  • 邻居路由器的链路状态信息

• LSA 被封装在链路状态更新(link state update, LSU) 分组中，采用可靠的洪泛法(flooding) 进行发送

  • 洪泛法的要点是路由器向自己所有的邻居路由器发送链路状态更新分组，收到该分组的各路由器又将该分组转发给自己所有的邻居路由器（但其上游路由器除外），以此类推
  • 可靠是指收到链路状态更新分组后要发送确认，收到重复的更新分组无需再次转发，但要发送一次确认

• 使用 OSPF 的每一个路由器都有一个链路状态数据库(link state database，LSDB)

  • 通过各路由器洪泛发送封装有各自 LSA 的 LSU 分组，各路由器的 LSDB 最终将达到一致
  

• 使用 OSPF 的各路由器，基于 LSDB 进行最短路径优先计算，构建出各自到达其他各路由器的最短路径，即构建各自的路由表

  

• 分组类型：

  • 问候(hello)：用来发现和维护邻居路由器的可达性
  • 数据库描述(database description)：用来向邻居路由器给出自己的链路状态数据库中的所有链路状态项目的摘要信息
  • 链路状态请求(link state request)：用来向邻居路由器请求发送某些链路状态项目的详细信息
  • 链路状态更新(link state update)：路由器使用链路状态更新分组将其链路状态信息进行洪泛发送，即用洪泛法对整个系统更新链路状态
  • 链路状态确认(link state acknowledgement)：对链路状态更新分组的确认分组

• 基本工作过程：

  

• 多点接入网络中的 OSPF 路由器

  • 邻居关系的建立：每个路由器需要向其他 n-1 个路由器发送问候分组和链路状态更新分组
  • 为了减少洪泛发送问候分组和链路状态更新分组的数量，OSPF 采用以下措施：
    • 选举指定路由器(designated router, DR) 和备用的指定路由器(backup designated router, BDR)
    • 所有的非 DR/BDR 只与 DR/BDR 建立邻居关系，非 DR/BDR 之间通过 DR/BDR 交换信息
  

• 为了使 OSPF 协议能够用于规模很大的网络，OSPF 把一个 AS 再划分为若干个更小的范围，称为区域(area)

  • 划分区域的好处就是把利用洪泛法交换链路状态信息的范围局限于每一个区域，而不是整个 AS，这样就减少了整个网络上的通信量
  • 每个区域的规模不应太大，一般所包含的路由器不应超过 200 个
  • 采用划分区域的方法，虽然使交换信息的种类增多了，同时也使 OSPF 协议更加复杂了，但这样做能使每一个区域内部交换路由信息的通信量大大减小，因而使 OSPF 协议能够用于规模更大的 AS
  

  路由器分类：

  • 自治系统边界路由器 (AS border router, ASBR)：R6
  • 主干路由器 (backbone router，BBR)：R3、R4、R5、R6 和 R7
  • 区域内路由器 (internal router，IR)：区域 1 内的 R1 和 R2，区域 2 内的 R8，区域 3 内的 R9
  • 区域边界路由器 (area border router，ABR)：R3、R4 和 R7

边界网关协议（BGP）⚓︎

边界网关协议(border gateway protocol，BGP) 属于 EGP 这个类别，用于 AS 之间的路由选择协议。

• 由于在不同 AS 内度量路由的代价可能不同，因此对于 AS 之间的路由选择，使用统一的代价作为度量来寻找最佳路由是不行的
• AS 之间的路由选择还必须考虑相关策略（政治、经济、安全等），它们都是由网络管理人员对每一个路由器进行设置的；但这些策略并不是路由选择协议本身
• BGP 只能是力求寻找一条能够到达目的网络且比较好的路由（即不能兜圈子），而并非要寻找一条最佳路由
• 在配置 BGP 时，每个 AS 的管理员要选择至少一个路由器作为该 AS 的 BGP 发言人
• 一般来说，两个 BGP 发言人都是通过一个共享网络连接在一起的，而 BGP 发言人往往就是 BGP 边界路由器
• 使用 TCP 连接交换路由信息的两个 BGP 发言人，彼此称为对方的邻站(neighbor) 或对等站(peer)
• BGP 发言人除了运行 BGP 协议外，还必须运行自己所在 AS 所使用的 IGP，例如 RIP 或 OSPF
• BGP 发言人交换网络可达性的信息，也就是要到达某个网络所要经过的一系列自治系统
• 当 BGP 发言人相互交换了网络可达性的信息后，各 BGP 发言人就根据所采用的策略，从收到的路由信息中找出到达各自治系统的较好的路由，也就是构造出树形结构且不存在环路的自治系统连通图

• BGP 适用于多级结构的因特网

  

BGP-4 是目前使用得最多的版本，在 [RFC 4271] 中规定了 BGP-4 的四种报文：

• 打开(open)：用来与相邻的另一个 BGP 发言人建立关系，使通信初始化
• 保活(keepalive)：用来周期性地证实邻站的连通性
• 更新(update)：用来通告某一条路由的信息，以及列出要撤销的多条路由
• 通知(notification)：用来发送检测到的差错

路由器的基本工作原理

路由器是一种具有多个输入端口和输出端口的专用计算机，其任务是转发分组。

• 路由表
  • 一般仅包含从目的网络到下一跳的映射
  • 需要对网络拓扑变化的计算最优化

• 转发表

  • 是从路由表得出的
  • 应当使查找过程最优化

• 一台路由器可以运行 0 个（完全静态路由）、1 个（中小型网络场景）、多个（处于网络边界的路由器）路由选择协议

• 交换结构的速率对于路由器的性能是至关重要的，因此人们对交换结构进行了大量研究，以提高路由器的转发速率
• 实现交换结构的三种基本方式是：通过存储器、通过总线以及通过互连网络；这三种交换结构可实现的路由器转发速率依次提高

网际控制报文协议（ICMP）⚓︎

为了更有效地转发 IP 数据报以及提高 IP 数据报交付成功的机会，TCP/IP 体系结构的网络层使用了网际控制报文协议(internet control message protocol，ICMP)。

• 主机或路由器使用 ICMP 来发送差错报告报文和询问报文

• ICMP 报文被封装在 IP 数据报中发送

  

报文类型⚓︎

• 差错报告报文：用来向主机或路由器报告差错情况

  • 终点不可达：当路由器或主机不能交付 IP 数据报时，就向源点发送此类报文

    • 具体可再根据 ICMP 的代码字段细分为目的网络不可达、目的主机不可达、目的协议不可达、目的端口不可达、目的网络未知、目的主机未知等 13 种
    

  • 源点抑制：当路由器或主机由于拥塞而丢弃 IP 数据报时，就向发送该 IP 数据报的源点发送此类报文，使源点知道应当把 IP 数据报的发送速率放慢

    

  • 超时：

    • 当路由器收到一个目的 IP 地址不是自己的 IP 数据报时，会将其首部中 TTL 字段的值减 1
    • 若结果不为 0，则路由器将该数据报转发出去
    • 若结果为 0，路由器不但要丢弃该数据报，还要向发送该 IP 数据报的源点发送超时报文
    • 另外，当终点在预先规定的时间内未能收到一个数据报的全部数据报分片时，就把已收到的数据报片都丢弃，也会向源点发送超时报文
    

  • 参数问题：当路由器或目的主机收到 IP 数据报后，根据其首部中的校验和字段的值发现首部在传送过程中出现了误码，就丢弃该数据报，并向发送该数据报的源点发送此类报文

    

  • 改变路由（重定向）：路由器把改变路由报文发送给主机，让主机知道下次应将 IP 数据报发送给另外的路由器，这样可以通过更好的路由到达目的主机

    

  以下情况不应发送 ICMP 差错报告报文

  • 不要为差错报告报文发送差错报告报文
  • 对第一个分片的 IP 数据报片的所有后续数据报片都不发送 ICMP 差错报告报文
  • 对具有多播地址的 IP 数据报都不发送 ICMP 差错报告报文
  • 对具有特殊地址（例如 127.0.0.0 或 0.0.0.0）的 IP 数据报不发送 ICMP 差错报告报文

• 询问报文：用来向主机或路由器询问情况

  • 回送请求和回答：

    • 由主机或路由器向一个特定的目的主机或路由器发出
    • 收到此报文的主机或路由器必须给发送该报文的源主机或路由器发送 ICMP 回送回答报文
    • 这种询问报文用来测试目的站是否可达以及了解其有关状态

  • 时间戳请求和回答：

    • 用来请求某个主机或路由器回答当前的日期和时间
    • 在 ICMP 时间戳回答报文中有一个 32 比特的字段，其中写入的整数代表从 1900 年 1 月 1 日起到当前时刻一共有多少秒
    • 这种询问报文用来进行时钟同步和测量时间

典型应用⚓︎

• 分组网间探测(packet internet groper，PING)：测试主机或路由器之间的连通性

  • 是 TCP/IP 体系结构的应用层直接使用网络层 ICMP 的一个例子（跳过传输层）
  • 该应用所使用的 ICMP 报文类型为回送请求和回答
  • 某些主机或服务器为了防止恶意攻击，并会不理睬外界发来的 ICMP 回送请求报文

• 跟踪路由(traceroute)：探测 IP 数据报从源主机到达目的主机要经过哪些路由器；在不同操作系统中，该应用的命令和实现机制有所不同：

  • UNIX（命令为 traceroute）：在传输层使用 UDP 协议，在网络层使用 ICMP，报文类型只有差错报告报文
  • Windows（命令为 tracert）：应用层直接使用网络层的 ICMP 协议，所使用的 ICMP 报文类型有回送请求和回答报文以及差错报告报文

例子

Hop 1Hop 2Hop 3

虚拟专用网和网络地址转换⚓︎

虚拟专用网（VPN）⚓︎

虚拟专用网(virtual private network, VPN)：利用公用的因特网作为本机构各专用网之间的通信载体。

• 给专用网内各主机配置的 IP 地址应该是该专用网所在机构可以自行分配的 IP 地址，这类 IP 地址仅在机构内部有效，称为私有地址(private address)，不需要向因特网的管理机构申请

• [RFC 1918] 规定了以下三个 CIDR 地址块中的地址作为专用地址：

  • 10.0.0.0~10.255.255.255（CIDR 地址块 10/8）
  • 172.16.0.0~172.31.255.255（CIDR 地址块 172.16/12）
  • 192.168.0.0~192.168.255.255（CIDR 地址块 192.168/16）

• 在因特网中的所有路由器，对目的地址是专用地址的 IP 数据报一律不进行转发，这需要由 ISP 对其拥有的因特网路由器进行设置来实现

• IP 数据报在因特网中可能要经过多个网络和路由器，但从逻辑上看，路由器之间好像是一条直通的点对点链路，因此也被称为 IP 隧道技术
• 内联网 VPN：同一机构内不同部门的内部网络所构成的 VPN
• 外联网 VPN：外部机构（通常是合作伙伴）参加一个机构的 VPN
• 远程接入 VPN：在外地工作的员工需要访问公司内部的专用网时，只要在任何地点接入因特网，运行驻留在员工 PC 中的 VPN 软件，在员工的 PC 和公司的主机之间建立 VPN 隧道，就可以访问专用网中的资源

例子

网络地址转换（NAT）⚓︎

网络地址转换(network address translation，NAT) 技术于 1994 年被提出，用来缓解 IPv4 地址空间即将耗尽的问题。

• NAT 能使大量使用内部专用地址的专用网络用户共享少量外部全球地址来访问因特网上的主机和资源
• 这种方法需要在专用网络连接到因特网的，安装了 NAT 软件的路由器，即 NAT 路由器
  • 它至少要有一个有效的外部全球地址 IP _G
  • 这样，所有使用内部专用地址的主机在和外部因特网通信时，都要在 NAT 路由器上将其内部专用地址转换成 IP _G

最基本的 NAT 方法流程如下：

将 NAT 和传输层端口号结合使用的技术称为网络地址与端口号转换(network address and port translation, NAPT)

• 这样就可以使内部专用网中使用专用地址的大量主机，共用 NAT 路由器上的 1 个全球 IP 地址，因而可以同时与因特网中的不同主机进行通信
• 现在很多家用路由器将家中各种智能设备接入因特网，这种路由器实际上就是一个 NAPT 路由器，但往往并不运行路由选择协议

IP 多播⚓︎

多播(multicast) 也称为组播，是一种实现“一对多”通信的技术，与传统单播“一对一”通信相比，多播可以极大地节省网络资源（尤其是多播组的成员数量很大的时候）。而在因特网上进行的多播称为 IP 多播。

IP 多播地址和多播组⚓︎

在 IPv4 中，D 类地址被作为多播地址。

• 这类地址只能用作目的地址，而不能用作源地址

• 用每一个 D 类地址来标识一个多播组，使用同一个 IP 多播地址接收 IP 多播数据报的所有主机就构成了一个多播组

  
  • 每个多播组的成员是可以随时变动的，一台主机可以随时加入或离开多播组
  • 多播组成员的数量和所在的地理位置也不受限制，一台主机可以属于几个多播组
  • 非多播组成员也可以向多播组发送 IP 多播数据报
  • IP 多播数据报也是尽最大努力交付，不保证一定能够交付给多播组内的所有成员
  • IPv4 多播地址又可分为预留的多播地址（永久多播地址）、全球范围可用的多播地址以及本地管理的多播地址（[RFC 3330]）
  

• IP 多播的分类：

  • 只在本局域网上进行的硬件多播
  • 在因特网上进行的多播

  目前大部分主机都是通过局域网接入因特网的，因此在因特网上进行多播的最后阶段，还是要把 IP 多播数据报在局域网上用硬件多播交付给多播组的所有成员。

在局域网上进行硬件多播

由于 MAC 地址有多播 MAC 地址这种类型，因此只要把 IPv4 多播地址映射成多播 MAC 地址，即可将 IP 多播数据报封装在局域网的 MAC 帧中，而 MAC 帧首部中的目的 MAC 地址字段的值，就设置为由 IPv4 多播地址映射成的多播 MAC 地址。这样，可以很方便地利用硬件多播来实现局域网内的 IP 多播。

当给某个多播组的成员主机配置其所属多播组的 IP 多播地址时，系统就会根据映射规则从该 IP 多播地址生成相应的局域网多播 MAC 地址。

IANA 将自己从 IEEE 注册管理机构申请到的以太网 MAC 地址块中从 01-00-5E-00-00-00 到 01-00-5E-7F-FF-FF 的多播 MAC 地址，用于映射 IPv4 多播地址。这些多播 MAC 地址的左起前 25 个比特都是相同的，剩余 23 个比特可以任意变化，因此共有 2 ²³ 个。

由于 IP 多播地址可变化的 28 比特的前 5 个比特无法映射到 MAC 多播地址，这会造成 IP 多播地址与多播 MAC 地址的映射关系并不是唯一的。

由于映射关系不唯一，收到 IP 多播数据报的主机还要在网络层利用软件进行过滤，把不是主机要接收的 IP 多播数据报丢弃。

IP 多播相关的协议⚓︎

要在因特网上进行 IP 多播，就必须要考虑 IP 多播数据报经过多个多播路由器进行转发的问题。多播路由器必须根据 IP 多播数据报首部中的 IP 多播地址，将其转发到有该多播组成员的局域网。IP 多播相关的协议有：

• 网际组管理协议(internet group management protocol，IGMP)

  • 作用：让连接在本地局域网上的多播路由器知道本局域网上是否有主机（实际上是主机中的某个进程）加入或退出了某个多播组
  • IGMP 仅在本网络有效，使用 IGMP 并不能知道多播组所包含的成员数量，也不能知道多播组的成员都分布在哪些网络中

• 多播路由选择协议(multicast routing protocol, MRP)

  • 主要任务：在多播路由器之间为每个多播组建立一个多播转发树
  • 多播转发树连接多播源和所有拥有该多播组成员的路由器
  • IP 多播数据报只要沿着多播转发树进行洪泛，就能被传送到所有拥有该多播组成员的多播路由器
  • 之后，在多播路由器所直连的局域网内，多播路由器通过硬件多播，将 IP 多播数据报发送给该多播组的所有成员
  • 针对不同的多播组需要维护不同的多播转发树，而且必须动态地适应多播组成员的变化，但此时网络拓扑并不一定发生变化，因此多播路由选择协议要比单播路由选择协议（例如 RIP、OSPF 等）复杂得多
  • 即使某个主机不是任何多播组的成员，它也可以向任何多播组发送多播数据报

  • 为了覆盖多播组的所有成员，多播转发树可能要经过一些没有多播组成员的路由器（例如下图中的 R2）

    

网际组管理协议（IGMP）⚓︎

IGMP 有三种报文类型：

• 成员报告报文
• 成员查询报文
• 离开组报文

IGMP 报文被封装在 IP 数据报中传送。

基本工作原理：

• 加入多播组

  例子

  MAC 地址不相同 MAC 地址相同

  

  

  

  

• 监视多播组的成员变化

  
  
  • 同一网络中的多播路由器可能不止一个，但没有必要每个多播路由器都周期性地发送 IGMP 成员查询报文
  • 只要在这些多播路由器中选择一个作为查询路由器，由查询路由器发送 IGMP 成员查询报文，而其他的多播路由器仅被动接收响应并更新自己的多播组列表即可
  • 选择查询路由器的方法：
    • 每个多播路由器若监听到源 IP 地址比自己的 IP 地址小的 IGMP 成员查询报文则退出选举
    • 最后，网络中只有 IP 地址最小的多播路由器成为查询路由器

• 退出多播组

  • IGMPv2 在 IGMPv1 的基础上增加了一个可选项：当主机要退出某个多播组时，可主动发送一个离开组报文而不必等待多播路由器的查询，这样可使多播路由器能够更快地发现某个组有成员离开
  

多播路由选择协议（MRP）⚓︎

多播路由选择协议的主要任务是：在多播路由器之间为每个多播组建立一个多播转发树。多播转发树连接多播源和所拥有该多播组成员的路由器。目前有以下两种方法来构建多播转发树：

• 基于源树(source-base tree) 多播路由选择

  • 最典型算法是反向路径多播(reverse path multicasting, RPM) 算法，包含以下两个步骤：

    1. 利用反向路径广播(reverse path broadcasting，RPB) 算法建立一个广播转发树
       • “反向路径”的意思是在计算最短路径时把源点当作终点
    2. 利用剪枝(pruning) 算法，剪除广播转发树中的下游非成员路由器，获得一个多播转发树

  • 要建立广播转发树，可以使用洪泛(flooding) 法

    

  • 利用 RPB 算法生成的广播转发树，不会存在环路，因此可以避免广播分组在环路中兜圈

  • RPB 算法的要点是：每一台路由器在收到一个广播分组时，先检查该广播分组是否是从源点经最短路径传送来的
    • 若是，本路由器就从自己除刚才接收该广播分组的接口的所有其他接口转发该广播分组
    • 否则，丢弃该广播分组
    • 如果本路由器有好几个邻居路由器都处在到源点的最短路径上，也就是存在好几条同样长度的最短路径，那么只能选取一条最短路径，选取的规则是这几条最短路径中的邻居路由器的 IP 地址最小的那条最短路径
  例子

  

• 组共享树(group-shared tree) 多播路由选择

  • 选择采用基于核心的分布式生成树算法来建立共享树；该方法在每个多播组中指定一个核心(core)路由器，以该路由器为根，建立一棵连接多播组的所有成员路由器的生成树，作为多播转发树
  • 每个多播组中除了核心路由器，其他所有成员路由器都会向自己多播组中的核心路由器单播加入报文
    • 加入报文通过单播朝着核心路由器转发，直到它到达已经属于该多播生成树的某个节点或者直接到达该核心路由器
    • 加入报文所经过的路径，就确定了一条从单播该报文的边缘节点到核心路由器之间的分支，而这个新分支就被嫁接到现有的多播转发树上
  

IPv6⚓︎