Drizzledrop
计算机网络

本文档总结了课程 中科大郑烇、杨坚全套《计算机网络（自顶向下方法 第7版，James F.Kurose，Keith W.Ross） 、《计算机网络 系统方法》以及网络上部分博客，权作学习过程中的总结

相互学习，共同进步。

目录

计算机网络

概论

1.1什么是Internet

从具体构成角度

零件部分：

  • 节点
    • 主机及其上运行的应用程序
    • 路由器、交换机等网络交换设备
  • 边：通信链路
    • 接入网链路：主机连接到互联网的链路
    • 主干链路：路由器间的链路
  • 协议
    • 定义了在两个或多个通信实体（对等层的实体）之间交换的报文格式和次序，以及在报文传输或接收或其他事件方面所采取的动作
    • 协议是控制两个对等实体（或多个实体）进行通信的规则的集合。协议的语法方面定义了所交换的信息的格式，而协议的语义方面的规则就定义了发送者或接收者所要完成的操作。
    • 协议需要关注的是 语法 语义 时序 动作
    • 协议控制发送、接收消息
      • 如TCP、IP、HTTP、FTP、 PPP
    • Internet：“网络的网络”(即互联网本质：网络的网络)
      • 松散的层次结构，互连的ISP
      • 公共Internet vs. 专用intranet
    • Internet标准
      • RFC: Request for comments
      • IETF: Internet Engineering Task Force

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注：协议与接口的区别

网络互联设备部分：

  • 数以亿计的、互联的计算设备: 主机 = 端系统 + 运行网络应用程序
  • 通信链路
  • 光纤、同轴电缆、无线电 、卫星
  • 传输速率 = 带宽（bps）
  • 分组交换设备：转发分 组 (packets)
  • 路由器和交换机

从服务角度

进行通信的分布式应用部分：

  • 使用通信设施进行通信的分布式应用
    • Web、VoIP、email、分布式游戏、电子商务、社交网络
  • 通信基础设施为apps提供编程接口(通信服务）
    • 将发送和接收数据的apps与互联网连接起来
    • 为app应用提供服务选择，类似于邮政服务:
      • 无连接不可靠服务(TCP)
      • 面向连接的可靠服务(UDP)

1.2网络体系结构(抽象体系角度)

分层和协议

分层

分层是抽象的自然结果，特别是在网络系统中，分层的总体思想是从底层硬件提供的服务开始，然后增加一系列的层，每一层都提供给更高级(更抽象)的服务(每一层本身也有很多种抽象)。高层提供的服务用底层提供服务来拓展实现。一个比较好的例子是：可以将网络简单设想为夹在应用程序和底层硬件之间的两层抽象(应用程序 -- 进程对进程的信道 -- 主机对主机的连接 -- 硬件), 硬件上的第一层提供主机到主机的连接，对两台主机之间任意复杂的网络拓扑进行抽象。上面一层基于主机到主机的通信服务，对进程到进程的信道提供支持，对网络偶尔出现丢失消息的事实进行抽象。

优点：

  • 构建网络这个问题分解为多个可处理的部分。不把所有功能都放在一个软件中，而是可以实现多个层，每一层解决一部分问题。
  • 它提供了一种更为模块化的设计，如果要新增一些服务，只需要修改某一层的功能，同时能继续使用其他层的功能。

为更准确讨论网络的体系结构，构成网络系统分层的抽象对象成为协议

协议

  • 如上所述，一个协议提供一种通信服务，供高层对象(如一个应用进程或更高层的协议)交换消息。
  • 每个协议定义两种不同的接口：
    • 服务接口(service interface)，这个服务接口定义了本地对象可以在改协议上执行操作(如一个请求/应答协议可以支持应用发送和接收消息的操作，HTTP协议的实现能支持从远程服务器获取超文本网页的操作)
    • 对等接口(peer interface)，这个接口定义了另一台机器上对等实体之间为实现通信服务而交换的消息格式和含义。
  • 总之，协议定义了一个本地输出的通信服务(服务接口)以及一组规则，这些规则用于管理协议及其对等实体为实现该服务而交换的消息(对等接口)
  • 除硬件层上对等实体是通过链路直接连接并通信，对等实体间的通信都是间接的。每个协议和它的对等实体的通信过程都是将消息传给更底层的协议，再由更底层协议将消息发送给它的对等实体。

体系结构

七层模型

ISO是最早正式定义计算机互联通用方法的组织之一，它们的体系结构称为开放系统互联(Open System Interconnection，OSI)体系结构，将网络按功能划分为七层，由一个或多个协议实现分配给某个特定层的功能。

在这里插入图片描述 img

第一层：物理层

​ 在OSI参考模型中，物理层是参考模型的最低层，也是OSI模型的第一层。物理层的主要功能是：利用传输介质为数据链路层提供物理连接，实现比特流的透明传输。物理层的作用是实现相邻计算机节点之间比特流的透明传送，尽可能屏蔽掉具体传输介质和物理设备的差异，使其上面的数据链路层不必考虑网络的具体传输介质是什么。

第二层：数据链路层

​ 数据链路层（Data Link Layer）是OSI模型的第二层，负责建立和管理节点间的链路。在计算机网络中由于各种干扰的存在，导致物理链路是不可靠的。因此这一层的主要功能是：在物理层提供的比特流的基础上，通过差错控制、流量控制方法，使有差错的物理线路变为无差错的数据链路，即提供可靠的通过物理介质传输数据的方法。

第三层：网络层

​ 网络层（Network Layer）是OSI模型的第三层，它是OSI参考模型中最复杂的一层，也是通信子网的最高一层，它在下两层的基础上向资源子网提供服务。其主要功能是：在数据链路层提供的两个相邻端点之间的数据帧的传送功能上，进一步管理网络中的数据通信，控制数据链路层与传输层之间的信息转发，建立、维持和终止网络的连接，将数据设法从源端经过若干个中间节点传送到目的端（点到点），从而向传输层提供最基本的端到端的数据传输服务。具体地说，数据链路层的数据在这一层被转换为数据包，然后通过路径选择、分段组合、顺序、进/出路由等控制，将信息从一个网络设备传送到另一个网络设备。数据链路层和网络层的区别为：数据链路层的目的是解决同一网络内节点之间的通信，而网络层主要解决不同子网间的通信。

第四层：传输层

​ OSI下3层的任务是数据通信，上3层的任务是数据处理。而传输层（Transport Layer）是OSI模型的第4层。该层提供建立、维护和拆除传输连接的功能，起到承上启下的作用。该层的主要功能是：向用户提供可靠的端到端的差错和流量控制，保证报文的正确传输，同时向高层屏蔽下层数据通信的细节，即向用户透明地传送报文。

第五层：会话层

​ 会话层是OSI模型的第5层，是用户应用程序和网络之间的接口，该层的主要功能是：组织和协调两个会话进程之间的通信 ，并对数据交换进行管理。当建立会话时，用户必须提供他们想要连接的远程地址。而这些地址与MAC地址或网络层的逻辑地址不同，它们是为用户专门设计的，更便于用户记忆。域名就是一种网络上使用的远程地址。会话层的具体功能如下：

  1. 会话管理：允许用户在两个实体设备之间建立、维持和终止会话，并支持它们之间的数据交换。
  2. 会话流量控制：提供会话流量控制和交叉会话功能。
  3. 寻址：使用远程地址建立会话连接。
  4. 出错控制：从逻辑上讲会话层主要负责数据交换的建立、保持和终止，但实际的工作却是接收来自传输层的数据，并负责纠正错误。

第六层：表示层

​ 表示层是OSI模型的第六层，它对来自应用层的命令和数据进行解释，对各种语法赋予相应的含义，并按照一定的格式传送给会话层。该层的主要功能是：处理用户信息的表示问题，如编码、数据格式转换和加密解密等。表示层的具体功能如下：

  1. 数据格式处理：协商和建立数据交换的格式，解决各应用程序之间在数据格式表示上的差异。
  2. 数据的编码：处理字符集和数字的转换。
  3. 压缩和解压缩：为了减少数据的传输量，这一层还负责数据的压缩与恢复。
  4. 数据的加密和解密：可以提高网络的安全性。

第七层：应用层

​ 应用层是OSI参考模型的最高层，它是计算机用户，以及各种应用程序和网络之间的接口，该层的主要功能是：直接向用户提供服务，完成用户希望在网络上完成的各种工作。它在其他6层工作的基础上，负责完成网络中应用程序与网络操作系统之间的联系，建立与结束使用者之间的联系，并完成网络用户提出的各种网络服务及应用所需的监督、管理和服务等各种协议。此外该层还负责协调各个应用程序间的工作。应用层的具体功能如下：

  1. 用户接口：应用层是用户与网络，以及应用程序与网络间的直接接口，使得用户能够与网络进行交互式联系。
  2. 实现各种服务：该层具有的各种应用程序可以完成和实现用户请求的各种服务。

七层模型参考 OSI七层模型及各层功能概述

Internet体系结构

因特网体系结构有时也称为TCP/IP体系结构，因为TCP和IP是它的两个主要协议。尽管七层OSI模型理论上能够应用于因特网，但实际上通常采用四层模型(如果是五层，则在最后补上物理层)，而缺少的表示层和会话层功能，由应用层实现。

  • 在最底层是多种协议，这些协议由硬件(如网络适配器)和软件(如网络设备驱动程序)共同实现，如以太网或无线协议在此层
  • 第二层只有一个协议，IP(Internet Protocol)，这个协议支持多种网络技术互联为一个逻辑网络
  • 第三层包含两个主要协议，传输控制协议(Transmission Control Protocol, TCP)和用户数据报协议(User Datagram Protocol， UDP)，其中TCP提供可靠的字节流通信，UDP提供不可靠的数据报通信道，一般也称TCP和UDP协议为端到端(end to end)协议
  • 第四层上运行大量应用协议，如HTTP、FTP、Telnet(远程登录)和简单邮件传输协议(Simple Mail Transfer Protocol， SMTP)，这些协议使得常用的应用可以互操作。

数据在不同层之间的称呼：

  1. 应用层：数据/报文(Message)

  2. 传输层：（1）TCP报文段（Segment）

    ​ （2）UDP数据段（Datagram）

  3. 网络层：分组/数据报（Packet）

  4. 数据链路层：帧（frame）

  5. 物理层：比特（bit）

1.3网络结构(具体实物角度)

网络边缘

网络边缘的类型

网络边缘主要包含主机、应用程序（客户端和服务器）

主机，即端系统，其上运行着应用程序 如Web、email (但这些其实算在网络的边缘)
主机工作模式如下：

  • 客户/服务器(client/server C/S)模式
    • 客户端向服务器请求，接收服务 如Web浏览器/服务器：email客户端/服务器
  • 对等(peer-peer)模式
    • 很少甚至没有专门服务器，属于是互帮互助型 如迅雷、电驴等 可以获得带宽的聚集(每个节点既是服务器也是客户端，互相请求，分布式系统，无客户/服务器模式的缺陷)

网络边缘采用的链接服务

采用网络设施的面向连接服务

  • 目标 :在端系统之间传输数据

    • 握手:在数据传输之前做好准备
      • 人类协议中:你好、你好
      • 两个通信主机之间为连接建立状态

  • TCP–传输控制协议(Transmission Control Protocol)
    Internet上面向连接的服务

    • TCP 服务 [RFC 793]

      • 可靠地、按顺序地传送数据

        • 确认和重传

      • 流量控制

        • 发送方不会淹没接收方

    • 拥塞控制

      • 当网络拥塞时，发送方降低发送速率
采用基础设施的无连接服务

  • 目标：在端系统之间传输数据

    • 无连接服务

  • UDP – 用户数据报协议 (User Datagram Protocol) [RFC 768]

    无连接
    不可靠数据传输
    无流量控制
    无拥塞控制

使用TCP的应用： HTTP (Web), FTP (文件传送), Telnet (远程登录), SMTP (email)
使用UDP的应用： 流媒体、远程会议、 DNS、 Internet电话

网络核心

网络核心类型

电路交换、分组交换

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电路交换

端到端的资源被分配给从源端 到目标端的呼叫 “call”：

  • 图中，每段链路有4条线路：
    • 该呼叫采用了上面链路的第2个线路，右边链路的第1个线路（piece）

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  • 独享资源：不同享(no sharing)

    • 每个呼叫一旦建立起来就能够保证性能

  • 如果呼叫没有数据发送，被分配的资源就会被浪费

  • 通常被传统电话网络采用

  • 网络资源（如带宽）被 分成片

    • 为呼叫分配片
    • 如果某个呼叫没有数据， 则其资源片处于空闲状态 （不共享）
    • 将带宽分成片
      • 频分(Frequencydivision multiplexing FDM)
      • 时分(Time-division multiplexing TDM)
      • 波分(Wave-division multiplexing WDM)

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为呼叫预留端-端资源

  1. 链路带宽、交换能力
  2. 专用资源：不共享
  3. 保证性能
  4. 要求建立呼叫连接

计算举例

在一个电路交换网络上，从主机A到主机B发送一个640,000比特的文件需要多长时间?
所有的链路速率为1.536 Mbps
每条链路使用时隙数为24的TDM·建立端-端的电路需500 ms
每条链路的速率（一个时间片): 1.536Mbps/24 =64kbps传输时间:640kb/64kps = 10s
共用时间:传输时间+建立链路时间=10s + 500ms = 10.5s

电路交换不适合计算机之间的通信

  • 连接建立时间长
  • 计算机之间的通信有突发性，如果使用线路交换，则浪费的片较多
    • 即使这个呼叫没有数据传递，其所占据的片也不能够被别的呼叫使用
  • 可靠性不高?（中间一个结点或条线路出问题，影响范围极广）

分组交换

以**分组为单位 ** 存储-转发方式

  • 网络带宽资源不再分分为一个个片，传输时使用全部带宽
  • 主机之间传输的数据被分为一个个分组

资源共享，按需使用：

  • 存储-转发：分组每次移 动一跳（ hop ） 相当于分段使用链路
  • 在转发之前，节点必须收到 整个分组
  • 延迟比线路交换要大
  • 排队时间

相当于多个电路交换，延迟更大（排队延迟，存储/转发延迟），而来换取了共享性

  1. 存储-转发

    被传输到下一个链路之前， 整个分组必须到达路由器： 存储-转发
    在一个速率为R bps的链路 ，一个长度为L bits 的分组 的存储转发延时： L/R s(注意不是 L/R*2，传输 和 接受 是同一个过程，只是对象不同而已)

  2. 排队和延迟：

    如果到达速率>链路的输出速率:

    • 分组将会排队，等待传输
    • 如果路由器的缓存用完了，分组将会被抛弃

  3. 统计多路复用

    A&B 时分复用 链路资源
    A&B 分组没有固定的模式 -> 统计多路复用（本质是一种特殊的时分复用）

网络核心的关键功能

路由: 决定分组采用的源到目标的路径

转发: 将分组从路由器的输入链路转移到输出链路

分组交换 与 电路交换 的区别

同样的网络资源，分组交换允许更多用户使用网络！

  • 1 Mb/s链路口
  • 每个用户:
    • 活动时100 kb/s
    • 10%的时间是活动的
  • 电路交换:
    • 最多10用户
  • 分组交换:
    • 35用户时，>=10个用户活动的概率为0.0004
      即分组交换可以支持更多用户

分组交换是“突发数据的胜利者”

  • 适合于对突发式数据传输
    • 资源共享
    • 简单，不必建立呼叫
  • 过度使用会造成网络拥塞:分组延时和丢失
    • 对可靠地数据传输需要协议来约束:拥塞控制
  • Q:怎样提供类似电路交换的服务?
    • 保证音频/视频应用需要的带宽
    • 一个仍未解决的问题

分组交换按照有无网络层的连接分类

分组交换——分组的存储转发一段一段从源端传到目标端

  1. 数据报网络:
    • 分组的目标地址决定下一跳
    • 在不同的阶段，路由可以改变
    • 类似:问路
    • Internent
  2. 虚电路网络:
    • 每个分组都带标签（虚电路标识VC ID），标签决定下一跳
    • 在呼叫建立时决定路径，在整个呼叫中路径保持不变
    • 路由器维持每个呼叫的状态信息
    • X.25和ATM

数据报(datagram) 的工作原理

  • 在通信之前,无须建立起一个连接,有数据就传输
  • 每一个分组都独立路由(路径不一样,可能会失序)
  • 路由器根据分组的目标地址进行路由(不维护主机和主机之间的状态)

虚电路(virtual circuit)的工作原理

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接入网和物理媒体

作用

把网络边缘接入网络核心

Q: 怎样将端系统和边缘路由器连接？

  1. 住宅接入网络
  2. 单位接入网络 （学校、公 司）
  3. 无线接入网络

注意：

  1. 接入网络的带宽 (bits per second) ？
  2. 共享/专用？

住宅接入：modem(调制解调器 所谓“猫”)

  • 将上网数据调制加载音频信号上， 在电话线上传输，在局端将其中的 数据解调出来；反之亦然
    调频
    调幅
    调相位
    综合调制

  • 拨号调制解调器

    • 56Kbps 的速率直接接入路由器 (通常更低)
    • 不能同时上网和打电话：不能总是在线

    这就是早期的电话线拨号上网

接入网: digital subscriber line (DSL)

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  • 采用现存的到交换局DSLAM的电话线
    • DSL线路上的数据被传到互联网 （>4kHz，上行、下行再分频率）
    • DSL线路上的语音被传到电话网 （< 4kHz）
  • < 2.5 Mbps上行传输速率(typically < 1 Mbps)
  • < 24 Mbps下行传输速率(typically < 10 Mbps)

核心是将一段频率的信号， 分解为多段， 预留出音频信号的部分，取对称剩余部分，分为上行传输频率段和下行传输频率段

接入网: 线缆网络

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有线电视信号线缆双向改造(原有的只能单向传下行的电视信号)
FDM: 在不同频段传输不同信道的数据， 数字电视和上网数据（上下行）

  • HFC: hybrid fiber coax
    • 非对称: 最高30Mbps的下行传输速率, 2 Mbps 上行传输 速率
  • 线缆和光纤网络将个家庭用户接入到 ISP 路由器
  • 各用户共享到线缆头端的接入网络
    • 与DSL不同, DSL每个用户一个专用线路到CO（central office）

核心是将一段频率的信号， 分解为多段， 预留出电视信号的部分，取非对称剩余部分，分为上行传输频率段和下行传输频率段， 一般上行会更长

住宅接入：电缆模式

fiber optic transport——光纤传输

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接入网: 家庭网络

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router, firewall, NAT

这部分确实不好总结，扯就是一大段，还是建议看这一节的完整课程，非常有趣 1.4 接入网和物理媒介

企业接入网络(Ethernet)

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  1. 经常被企业或者大学等机构采用
  2. 10 Mbps, 100Mbps, 1Gbps, 10Gbps传输率
  3. 现在，端系统经常直接接到以太网络交换机上

无线接入网络

各无线端系统共享无线接入网络（端系统到无线路由器）

  • 通过基站或者叫接入点

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物理媒体

Bit: 在发送-接收对间传播

物理链路：连接每个发送-接收对之间的物理媒体
导引型媒体:信号沿着固体媒介被导引：同轴电缆、光纤、 双绞线
非导引型媒体:开放的空间传输电磁波或者光信号，在电磁或者光信号中承载数字数据

双绞线 (TP)
两根绝缘铜导线拧合：
5类：100Mbps 以太网 ，Gbps 千兆位以太网
6类：10Gbps万兆以太网

同轴电缆、光纤

同轴电缆：

  1. 两根同轴的铜导线
  2. 双向
  3. 基带电缆：
    电缆上一个单个信道 ：Ethernet
  4. 宽带电缆：
    电缆上有多个信道 ：HFC

光纤和光缆：

  1. 光脉冲，每个脉冲表示一个 bit，在玻璃纤维中传输
  2. 高速： 点到点的高速传输（如10 Gps-100Gbps传输速率 ）
  3. 低误码率：在两个中继器之 间可以有很长的距离，不受 电磁噪声的干扰
  4. 安全

无线链路

  1. 开放空间传输电磁波，携带要传输的数据
  2. 无需物理“线缆”
  3. 双向
  4. 传播环境效应： 反射 吸收 干扰

无线链路类型:

  1. 地面微波 e.g. up to 45 Mbps channels
  2. LAN (e.g., WiFi) 11Mbps, 54 Mbps,540Mbps…
  3. wide-area (e.g., 蜂窝) 3G cellular: ~ 几Mbps 4G 10Mbps 5G 数Gbps
  4. 卫星 每个信道Kbps 到45Mbps (或者 多个聚集信道) 270 msec端到端延迟 同步静止卫星和低轨卫星

1.4Internet结构和ISP

按ISP划分互联网

互联网结构：网络的网络

  • 端系统通过接入ISPs (Internet Service Providers eg. 联通、电信、移动)连接到互联网
    • 住宅，公司和大学的ISPs
  • 接入ISPs相应的必须是互联的
    • 因此任何2个端系统可相互发送分组到对方
  • 导致的“网络的网络”非常复杂
    • 发展和演化是通过经济的和国家的政策来驱动的
  • 让我们采用渐进方法来描述当前互联网的结构

问题: 给定数百万接入ISPs，如何将它们互联到一起

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将每个接入ISP都连接到全局ISP（全局范围内覆盖）？显然这是不可能的 客户ISPs和提供者ISPs有经济合约

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竞争：但如果全局ISP是有利可为的业务，那会有竞争者
合作：通过ISP之间的合作可以完成业务的扩展，肯定会有互联，对等互联的结算关系 Internet exchange point(IXP)

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业务会细分（全球接入和区域接入），区域网络将出现，用于将接入ISPs连接到全局ISPs
然后内容提供商网络 (Internet Content Providers, ICP e.g., Google, Microsoft, Akamai) 可能会构建它们自己的网络，将它们的服务、内容更加靠近端用户，向用户提供更好的服务,减少自己的运营支出

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在网络的最中心，一些为数不多的充分连接的大范围网络（分布广、节点有限、 但是之间有着多重连接）

  • “tier-1” commercial ISPs (e.g., Level 3, Sprint, AT&T, NTT), 国家或者国际 范围的覆盖
  • content provider network (e.g., Google): 将它们的数据中心接入ISP，方便周边 用户的访问；通常私有网络之间用专网绕过第一层ISP和区域

松散的层次模型

中心：第一层ISP（如UUNet, BBN/Genuity, Sprint, AT&T）国家/国际覆盖，速率极高

  • 直接与其他第一层ISP相连
  • 与大量的第二层ISP和其他客户网络相连

第二层ISP: 更小些的 (通常是区域性的) ISP

  • 与一个或多个第一层ISPs，也可能与其他第二层ISP

第三层ISP与其他本地ISP

  • 接入网 (与端系统最近)

一个分组要经过许多网络！

很多内容提供商(如：Google, Akamai )可能会部署自己的网 络,连接自己的在各地的DC（数据中心），走自己的数据
连接若干local ISP和各级（包括一层）ISP,更加靠近用户

  1. POP: 高层ISP面向客户网络的接入点，涉及费用结算
  2. 如一个低层ISP接入多个高层ISP，多宿（multi home）
  3. 对等接入：2个ISP对等互接，不涉及费用结算
  4. IXP：多个对等ISP互联互通之处，通常不涉及费用结算
  5. 对等接入
  6. ICP自己部署专用网络，同时和各级ISP连接

1.5分组延时、丢失和吞吐量

分组丢失和延时是怎样发生的？

在路由器缓冲区的分组队列
分组到达链路的速率超过了链路输出的能力 分组会在缓冲区排队，造成延时
分组等待排到队头、被传输 若队列已满 则分组被丢失

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四种分组延时

  1. 节点处理延时：
    检查 bit级差错
    检查分组首部和决定将分组导向何处(查路由表)
  2. 排队延时
    在输出链路上等待传输的时间
    依赖于路由器的拥塞程度
  3. 传输延时:
    R=链路带宽(bps)
    L=分组长度(bits)
    **将分组发送到链路上的时间= L/R **
    存储转发延时
  4. 传播延时:
    d = 物理链路的长度
    s = 在媒体上的传播速度 (~2x10^8 m/sec)
    传播延时 = d/s

车队类比

情况一、

汽车以100 km/hr 的速度传播
收费站服务每辆车需 12s(传 输时间)
汽车~bit; 车队 ~ 分组
Q: 在车队在第二个收费站排 列好之前需要多长时间？
即：从车队的第一辆车到达第 一个收费站开始计时，到这个 车队的最后一辆车离开第二个 收费站，共需要多少时间

将车队从收费站输送到公 路上的时间 = 12*10 = 120s
最后一辆车从第一个收费 站到第二个收费站的传播 时间： 100km/(100km/hr)= 1 hr
A: 62 minutes

情况二、

汽车以1000 km/hr 的速 度传播汽车
收费站服务每辆车需 1分 钟
Q:在所有的汽车被第一个 收费站服务之前，汽车会到达第二个收费站吗？

Yes！7分钟后，第一辆汽车 到达了第二个收费站，而第 一个收费站仍有3辆汽车
在整个分组被第一个路由器 传输之前，第一个比特已经 到达了第二个路由器！

节点延时

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排队延时

R=链路带宽 (bps)
L=分组长度 (bits)
a=分组到达队列的平均速率

流量强度 = La/R
La/R ~ 0: 平均排队延时很小
La/R -> 1: 延时变得很大，趋近无穷
La/R > 1: 比特到达队列的速率超过了从该队 列输出的速率，平均排队延时将趋向无穷大！ 设计系统时流量强度不能大于1！

这是一个从数学角度的解释
还给出一个好理解的现实生活例子，高速公路相邻两个进出站点，中间路段车是满的，而进和出的车辆数一致，理论上来说这是最高通行效率，但有没有一种可能，这也是最接近堵车(车祸？)的一种情况。

Internet的延时和路由

Internet 的延时和路由是什么样的呢?
Traceroute 诊断程序: 提供从源端，经过路由器，到目的的延时测量
For all i:
沿着目的的路径，向每个路由器发送3个探测分组
路由器 i 将向发送方返回一个分组
发送方对发送和回复之间间隔计时

Traceroute 是 利用 ICMP协议 运作的

在Windows系统下
Tracert hostname
如 Tracert www.gucas.ac.cn
更完整的例子
tracert [-d] [-h maximum_hops] [-j computer-list] [-w timeout] target_name
请见帮助： http://www.linkwan.com/gb/broadmeter/article/trace -help.htm

测试网址：
www.traceroute.org
www.linkwan.com

分组丢失

链路的队列缓冲区容量有限
当分组到达一个满的队列时，该分组将会丢失
丢失的分组可能会被前一个节点或源端系统重传，或根本不重传

吞吐量

吞吐量: 在源端和目标端之间传输的速率（数据量/单位时间） (有时候会指带宽，有时候也指分组数， 严谨些的说法见科普知识中 带宽和吞吐量)
瞬间吞吐量: 在一个时间点的速率
平均吞吐量: 在一个长时间内平均值

瓶颈链路：端到端路径上，限制端到端吞吐的链路(吞吐量最小的链路)

吞吐量：互联网场景

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链路上的每一段实 际可用带宽Ri’=?
端到端吞吐量： min{Ri’}
每个连接上的端到 端吞吐: min(Rc ,Rs ,R/10) 10个人在用
实际上: Rc 或者 Rs 经常是瓶颈

1.6协议层次及服务模型(对抽象体系角度中分层和协议的补充)

网络是一个复杂的系统!
网络功能繁杂：数字信号的物理信 号承载、点到点、路由、rdt、进 程区分、应用等
现实来看，网络的许多构成元素和设备:

  • 主机
  • 路由器
  • 各种媒体的链路
  • 应用
  • 协议
  • 硬件, 软件

问题是： 如何组织和实现这个复杂的网络功能？

模块化分解/分层

例子:两位异地哲学家的交流
哲学家/翻译层/邮局

层次化方式实现复杂网络功能:
将网络复杂的功能分层功能明确的层次，每一层实现了其中一个或一 组功能，功能中有其上层可以使用的功能：服务（垂直关系）
本层协议实体相互交互执行本层的协议动作（水平关系），目的是实现本层功能， 通过接口为上层提供更好的服务
在实现本层协议的时候，直接利用了下层所提供的服务
本层的服务：借助下层服务实现的本层协议实体之间交互带来的 新功能（上层可以利用的）+更下层所提供的服务

服务

  1. 服务和服务访问点

    服务( Service)：低层实体向上层实体提供它们之间的通信的能力
    服务用户(service user)
    服务提供者(service provider )
    原语(primitive)：上层使用下层服务的形式，高层使用低层提供的服务，以及低层向高层提供服务都是通过 服务访问原语来进行交互的—形式 比如socket API（一些类型的函数）
    服务访问点 SAP (Services Access Point) ：上层使用下层提供的服务通过层间的接口—地点；

    例子:邮箱
    地址(address)：下层的一个实体支撑着上层的多个实体， SAP有标志不同上层实体的作用
    可以有不同的实现，队列
    例子:传输层的SAP: 端口(port)
    比如：一个 地点/层间接口

  2. 服务的类型

    面向连接的服务和无连接的服务-方式

    • 面向连接的服务(Connection-oriented Service) 也即TCP

      • 连接(Connection):两个通信实体为进行通信而建立的一种结合
      • 面向连接的服务通信的过程:建立连接，通信，拆除连接 面向连接的服务的例子:网络层的连接被成为虚电路
      • 适用范围:对于大的数据块要传输;不适合小的零星报文
      • 特点:保序
      • 服务类型:
        • 可靠的信息流传送页面(可靠的获得,通过接收方的确认)
        • 可靠的字节流远程登录
        • 不可靠的连接数字化声音

    • 无连接的服务(Connectionless Service) 也即UDP

      • 无连接服务:两个对等层实体在通信前不需要建立一个连接，不预留资源;不需要通信双方都是活跃;(例:寄信)
      • 特点:不可靠、可能重复、可能失序
      • IP分组，数据包;
      • 适用范围:适合传送零星数据;
      • 服务类型:
        • 不可靠的数据报电子方式的函件
        • 有确认的数据报挂号信
        • 请求回答信息查询

  3. 服务和协议

    服务与协议的区别

    服务(Service)：低层实体向上层实体提供它们之间的 通信的能力，是通过原语(primitive)来操作的，垂直

    协议(protocol) ：对等层实体(peer entity)之间在相互 通信的过程中，需要遵循的规则的集合，水平

    服务与协议的联系：

    本层协议的实现要靠下层提供的服务来实现
    ​本层实体通过协议为上层提供更高级的服务

数据单元(DU， data unit)

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ICI : 接口控制信息 - Interface Control Information

上层的PDU对于本层是SDU，封装后对于本层是PDU
两者的封装关系：一对一、一个SDU分成多个再进行封装，成多个PDU（一对多）、多个SDU封装成一个PDU（多对一）

分层处理和实现复杂系统的好处？

对付复杂的系统

概念化：结构清晰，便于标示网络组件，以及描述其 相互关系
分层参考模型

结构化：模块化更易于维护和系统升级
改变某一层服务的实现不影响系统中的其他层次
对于其他层次而言是透明的
如改变登机程序并不影响系统的其它部分
改变2个秘书使用的通信方式不影响2个翻译的工作
改变2个翻译使用的语言也不影响上下2个层次的工作

分层思想被认为有害的地方？
效率相对较低

Internet 协议栈

  • 应用层:网络应用（实现网络应用）
    为人类用户或者其他应用进程提供网络应用服务
    FTP,SMTP,HTTP,DNS
  • 传输层:主机之间的数据传输（区分进程，把不可靠变为可靠）
    在网络层提供的端到端通信基础上，细分为进程到进程，将不可靠的通信变成可靠地通信
    TCP , UDP
  • 网络层:为数据报从源到目的选择路由（转发、路由）
    主机主机之间的通信，端到端通信，不可靠
    IP,路由协议
  • 链路层:相邻网络节点间的数据传输（相邻两点间，以帧位单位的传输）
    2个相邻2点的通信，点到点通信，可靠或不可靠
    点对对协议PPP,802.11(wifi),Ethernet
  • 物理层:在线路上传送bit（相邻两点间电磁波的承载，以bit的传输）

ISO/OSI 参考模型
表示层: 允许应用解释传输的数据, e.g., 加密，压缩，机器相关的表示转换
会话层: 数据交换的同步，检查点，恢复
互联网协议栈没有这两层! （Internet协议栈在应用层实现）

这些服务，如果需要的话，必须被应用实现

封装与解封装

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链路层交换机主要用于组建局域网，而路由器则主要负责连接外网并寻找网络中最合适数据传输的路径。

最后需要说明的是：路由器一般都具有防火墙功能，能够对一些网络数据包选择性的进行过滤。现在的一些路由器都具备交换机的功能，也有具备路由器功能的交换机，称为三层交换机。相比较而言，路由器的功能较交换机要强大，但是速度也相对较慢，价格较为昂贵，而三层交换机既有交换机的线性转发报文的能力，又有路由器的路由功能，因此得到了广泛的应用。

各层次的协议数据单元

应用层：报文(message)
传输层：报文段(segment)：TCP段，UDP数据报
网络层：分组packet（如果无连接方式：数据报 datagram）
数据链路层：帧(frame)
物理层：位(bit)

1.7历史

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1980-1990: 体系结构变化, 网络数量激增，应用丰富

1983: TCP/IP部署
NCP分化成2个层次，TCP/IP， 从而出现UDP
覆盖式IP解决网络互联问题
主机设备和网络交换设备分开
1982: smtp e-mail协议定义
1983: DNS 定义，完成域名 到IP地址的转换
1985: ftp 协议定义
1988: TCP拥塞控制

其他网络形式的发展
新的国家级网络: Csnet, BITnet, NSFnet, Minitel
1985年：ISO/OSI提出， 时机不对且太繁琐，

100,000主机连接到网络联邦

TCP/IP 极具包容性 IP for everything

1990, 2000’s: 商业化, Web, 新的应用 Web与超文本(杀手级应用登场)

应用层

2.1应用层协议原理

网络应用的体系结构

可能的应用架构:

  1. 客户-服务器模式（C/S:client/server)
  2. 对等模式(P2P:Peer To Peer)
  3. 混合体:客户-服务器和对等体系结构

客户-服务器（C/S）体系结构

服务器:

  • 一直运行
  • 固定的IP地址和周知的端口号（约定，eg.：html为80)
  • 扩展性:服务器场数据中心进行扩展扩展性差(需要增加主机，采取分布式服务器，使用正向代理、反向代理等)

客户端:

  • 主动与服务器通信
  • 与互联网有间歇性的连接
  • 可能是动态IP地址(eg.:路由器分配的192.168.XXX.XXX，手机的10.XXX.XXX.XXX)
  • 不直接与其它客户端通信

缺点 ：可拓展性差 达到一定能限（阈值），性能暴跌,可靠性差

对等体（P2P）体系结构

  • (几乎）没有一直运行的服务器
  • 任意端系统之间可以进行通信
  • 每一个节点既是客户端又是服务器
    • 自扩展性-新peer节点带来新的服务能力，当然也带来新的服务请求
  • 参与的主机间歇性连接且可以改变地址
    • 难以管理（缺点）
  • 例子:Gnutella，迅雷

C/S和P2P体系结构的混合体

Napster

  • **文件搜索：集中 **
    • 主机在中心服务器上注册其资源
    • 主机向中心服务器查询资源位置
  • 文件传输：P2P
    • 任意Peer节点之间

即时通信

  • 在线检测：集中
    • 当用户上线时，向中心服务器注册其IP地址
    • 用户与中心服务器联系，以找到其在线好友的位置
  • 两个用户之间聊天：P2P

进程通信

进程:在主机上运行的应用程序

  • 在同一个主机内，使用进程间通信机制通信（操作系统定义)
  • 不同主机，通过交换报文(Message）来通信
    • 使用OS提供的通信服务
    • 按照应用协议交换报文
      • 借助传输层提供的服务(上层借助下层的服务完成自己的功能)

**客户端进程：发起通信的进程 **

服务器进程：等待连接的进程

注意：P2P架构的应用也有客户端进程和服务器进程之分

分布式进程通信需要解决的问题（应用进程如何使用传输层提供的服务交换报文）

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问题1：进程标示和寻址问题 (对于进程 谁发/谁收，对等层实体之间)

问题2：传输层-应用层提供服务是如何 (上下层间)

  • 位置：层间界面的SAP （TCP/IP ：socket）
  • 形式：应用程序接口API （TCP/IP ：socket API）

问题3：如何使用传输层提供的服务，实现应用进程之间的报文交换，实现应用（用户使用服务）

问题1：对进程进行编址（addressing）

  • 进程为了接收报文，必须有一个标识

    即: SAP(发送也需要标示)

    • 主机:唯一的32位IP地址
      仅仅有IP地址不能够唯一标示一个进程;在一台端系统上有很多应用进程在运行
    • 所采用的传输层协议:TCP or UDP
    • **端口号(Port Numbers) 用来区分不同的应用进程 **

  • 一些知名端口号的例子:

    • HTTP: TCP 80
    • Mail: TCP 25
    • ftp: TCP 2

  • 一个进程:用IP+port标示端节点

  • 本质上，一对主机进程之间的通信由2个端节点构成

问题2：传输层提供的服务-需要穿过层间的信息

层间接口必须要携带的信息

  • 要传输的报文(对于本层来说:SDU) (SDU——未经本层封装的) （发的什么）
  • 谁传的:对方的应用进程的标示:IP+TCP(UDP)端口 （谁发的）
  • 传给谁:对方的应用进程的标示:对方的IP+TCP(UDP)端口号 （发给谁）

传输层实体（tcp或者udp实体）根据这些信息进行TCP报文段(UDP数据报)的封装

  • 源端口号，目标端口号，数据等
  • 将IP地址往下交IP实体，用于封装IP数据报:源IP,目标IP
  • 如果Socket API（原语）每次传输报文（穿过层间），都携带如此多的信息，太繁琐易错，不便于管理
  • 用个代号标示通信的双方或者单方: socket
  • 就像OS打开文件返回的句柄一样
    对句柄的操作，就是对文件的操作

TCP socket

TCP socket:

  • TCP服务，两个进程之间的通信需要之前要建立链接
    • 两个进程通信会持续一段时间，通信关系稳定
  • 可以用一个整数表示两个应用实体之间的通信关系，本地标示
  • 穿过层间接口的信息量最小
  • TCP socket: 源IP,源端口，目标IP，目标IP,目标

TCP socket 是一个整数（类似文件描述符）代表一个四元组（我的IP和端口号 对方的IP和端口号）
便于管理 使得穿过层间的信息量最小
是应用层和传输层的一个约定 本地会话的标识

对于使用面向连接服务(TCP）的应用而言，套接字是4元组的一个具有本地意义的标识

  • 4元组: (源IP，源port，目标IP，目标port)
  • 唯一的指定了一个会话（2个进程之间的会话关系)
  • 应用使用这个标示，与远程的应用进程通信
  • 不必在每一个报文的发送都要指定这4元组
  • 就像使用操作系统打开一个文件，OS返回一个文件句柄一样，以后使用这个文件句柄，而不是使用这个文件的目录名、文件名
  • 简单，便于管理

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穿过层间接口的包括 ICI 和 SDU

接口又称为服务访问点，从物理层开始，每一层都向上层提供服务访问点。也就是说没有接口，就无法提供服务。

服务数据单元（SDU），第n层的服务数据单元，记作n-SDU。

协议控制信息（PCI），第n层的协议控制信息，记作n-PCI。

接口控制信息（ICI），第n层的接口控制信息，记作n-ICU。

协议数据单元（PDU），第n层协议数据单元，记作n-PDU，表示同等层对等实体间传输的数据单元。

n-SDU + n-PCI = n-PDU

接口数据单元（IDU），第n层接口数据单元，记作n-IDU，表示相邻接口间传输的数据单元。

n-SDU + n-ICI = n-IDU

UDP socket

UDP socket：

  • UDP服务，两个进程之间的通信需要之前无需建立连接
    • 每个报文都是独立传输的
    • 前后报文可能给不同的分布式进程
  • 因此，只能用一个整数表示本应用实体的标示
    • 因为这个报文可能传给另外一个分布式进程
  • 穿过层间接口的信息大小最小
  • UDP socket:本IP,本端口
    • 但是传输报文时:必须要提供对方IP，port
    • 接收报文时:传输层需要上传对方的IP，port

对于使用无连接服务(UDP）的应用而言，套接字是2元组的一个具有本地意义的标识

  • 2元组: IP，port(源端指定)
  • UDP套接字指定了应用所在的一个端节点(endpoint)
  • 在发送数据报时，采用创建好的本地套接字(标示ID），就不必在发送每个报文中指明自己所采用的ip和port
  • 但是在发送报文时，必须要指定对方的ip和udp port(另外一个段节点)

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套接字（Socket）

进程向套接字发送报文或从套接字接收报文

套接字<->门户

  • 发送进程将报文推出门户，发送进程依赖于传输层设施在另外一侧的
    门将报文交付给接受进程
  • 接收进程从另外一端的门户收到报文（依赖于传输层设施)

问题3：如何使用传输层提供的服务实现应用

  1. 定义应用层协议：报文格式，解释，时序等
  2. 编制程序，通过API调用网络基础设施提供通信服务传报文，解析报文，实现应用时序等

应用层协议

定义了: 运行在不同端系统上的应用进程如何相互交换报文

  • 交换的报文类型: 请求和应答报文
  • 各种报文类型的语法: 报文中的客个字段及其描述
  • 字段的语义: 即字段取值的含义进程何时、如何发送报文及对报文进行响应的规则

应用协议仅仅是应用的一个组成部分
Web应用:HTTP协议，web客户端，web服务器，HTML(超文本标记语言)

公开协议：

  1. 由RFC文档定义
  2. 允许互操作
  3. 如HTTP, SMTP

专用（私有）协议：

  1. 协议不公开
  2. 如：Skype

应用需要传输层提供什么样的服务？

如何描述传输层的服务？

数据丢失率

  1. 有些应用则要求100%的可靠数据传输（如文件)
  2. 有些应用(如音频)能容忍一定比例以下的数据丢失

延迟

  1. 一些应用出于有效性考虑，对数据传输有严格的时间限制
    • Internet电话
    • 交互式游戏
    • 延迟、延迟差

吞吐

  1. 一些应用(如多媒体）必须需要最小限度的吞吐，从而使得应用能够有效运转
  2. 一些应用能充分利用可供使用的吞吐(弹性应用)

安全性

  1. 机密性
  2. 完整性
  3. 可认证性（鉴别)

常见应用对传输服务的要求

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Internet 传输层提供的服务

实体：实行网络协议的软件模块或硬件模块（运行中的）

TCP服务:

  1. 可靠的传输服务
  2. 流量控制:发送方不会淹没接受方
  3. 拥塞控制:当网络出现拥塞时，能抑制发送方
  4. 不能提供的服务:时间保证、最小吞吐保证和安全
  5. 面向连接:要求在客户端进程和服务器进程之间建立连接

UDP服务:

  1. 不可靠数据传输
  2. 不提供的服务:可靠,流量控制、拥塞控制、时间、带宽保证、建立连接

Q:为什么要有UDP?

UDP存在的必要性

  • 能够区分不同的进程，而IP服务不能
    • 在IP提供的主机到主机端到端功能的基础上，区分了主机的应用进程
  • 无需建立连接，省去了建立连接时间，适合事务性的应用
  • 不做可靠性的工作，例如检错重发，适合那些对实时性要求比较高而对正确性要求不高的应用
    • 因为为了实现可靠性（准确性、保序等），必须付出时间代
      价(检错重发)
  • 没有拥塞控制和流量控制，应用能够按照设定的速度发送数据
    • 而在TCP上面的应用，应用发送数据的速度和主机向网络发送的实际速度是不一致的，因为有流量控制和拥塞控制

Internet应用及其应用层协议和传输协议

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安全TCP

TCP & UDP

  • 都没有加密
  • 明文通过互联网传输 ，甚至密码

SSL 提供安全性

  • 在TCP上面实现，提供加密的TCP连接
  • 私密性
  • 数据完整性
  • 端到端的鉴别

SSL在应用层 (存疑的，也有说在传输层的，不好说)

  • 应用采用SSL库，SSL 库使用TCP通信

SSL socket API

  • 应用通过API将明文交 给socket，SSL将其加 密在互联网上传输
  • 详见第8大部分
  • Https 跑在 SSL + TCP 上

2.2Web and HTTP

一些术语

  • Web页:由一些对象组成(真正意义上都是对象哇)

  • 对象可以是HTML文件、JPEG图像、Java小程序、声音剪辑文件等

  • Web页含有一个基本的HTML文件，该基本HTML文件又包含若干对象的引用（链接)

  • 通过URL对每个对象进行引用

    • 访问协议，用户名，口令字，端口等；

  • URL格式:

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HTTP概况

HTTP: 超文本传输协议

  • Web的应用层协议
  • 客户/服务器模式
    • 客户: 请求、接收和显示 Web对象的浏览器
    • 服务器: 对请求进行响应， 发送对象的Web服务器
  • HTTP 1.0: RFC 1945
  • HTTP 1.1: RFC 206

使用TCP:

  • 客户发起一个与服务器的
    TCP连接(建立套接字)，端口号为80
  • 服务器接受客户的TCP连接
  • 在浏览器(HTTP客户端)与Web服务器(HTTP服务器server)交换HTTP报文(应用层协议报文)
  • TCP连接关闭

HTTP是无状态的

  • 服务器并不维护关于客户的任何信息

维护状态的协议很复杂！

  • 必须维护历史信息(状态)
  • 如果服务器/客户端死机，它们的状态信息可能不一致， 二者的信息必须是一致
  • 无状态的服务器能够支持更多的客户端

HTTP连接

非持久HTTP

  • 最多只有一个对象在 TCP连接上发送
  • 下载多个对象需要多 个TCP连接
  • HTTP/1.0使用非持久连接

持久HTTP

  • 多个对象可以在一个 (在客户端和服务器之间的)TCP连接上传输
  • HTTP/1.1 默认使用 持久连接

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响应时间模型

往返时间RTT（round-trip time）：一个小的分组从客户端到服务器，在回到客户端的时间（传输时间忽略）

响应时间：

  • 一个RTT用来发起TCP连接
  • 一个 RTT用来HTTP请求并 等待HTTP响应
  • 文件传输时间

总共：2个RTT + 一个对象的传输时间

非持久HTTP的缺点：

  • 每个对象要2个 RTT
  • 操作系统必须为每个TCP连接分 配资源
  • 但浏览器通常打开并行TCP连接 ，以获取引用对象

持久HTTP

  • 服务器在发送响应后，仍保持 TCP连接
  • 在相同客户端和服务器之间的后 续请求和响应报文通过相同的连 接进行传送
  • 客户端在遇到一个引用对象的时 候，就可以尽快发送该对象的请求

非流水方式的持久HTTP： 客户端只能在收到前一个响应后才能发出新的请求 每个引用对象花费一个RTT

流水方式的持久HTTP： HTTP/1.1的默认模式 客户端遇到一个引用对象就立即产生一个请求 所有引用（小）对象只花费一个RTT是可能的

注：流水式有点像并发？(不是并行啦)

HTTP请求报文

两种类型的HTTP报文：请求、响应
HTTP请求报文:

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HTTP请求报文：通用格式

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提交表单输入（向服务器提交信息）

Post方式：

  • 网页通常包括表单输入
  • 包含在实体主体 (entity body )中的输入被提交到服务器

URL方式：

  • 方法：GET
  • 输入通过请求行的URL字段上载

例子
www. somesite.com/animalsearch?monkeys&banana
http: //www. baidu.com/s?wd=xx+yy+zzz&cl=3

参数：wd，cl 参数值：XX+YY+zzz，3

方法类型

HTTP/1.0

  • GET
  • POST
  • HEAD
    • 要求服务器在响应报文中 不包含请求对象 -> 故障跟踪

HTTP/1.1

  • GET, POST, HEAD
  • PUT
    • 将实体主体中的文件上载到URL字段规定的路径
  • DELETE
    • 删除URL字段规定的文件

HTTP响应报文

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HTTP响应状态码

位于服务器→客户端的响应报文中的首行一些状态码的例子:

200 OK

  • 请求成功，请求对象包含在响应报文的后续部分

301 Moved Permanently(一般说的重定向问题)

  • 请求的对象己经被永久转移了;新的URL在响应报文的Location:首部行中指定
    客户端软件自动用新的URL去获取对象

400 Bad Request

  • 一个通用的差错代码，表示该请求不能被服务器解读

404 Not Found

  • 请求的文档在该服务上没有找到

505 HTTP version Not supported

Trying out HTTP (client side) for yourself

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用户-服务器状态：cookies

注：前面讲http是无状态的，服务器不会维护客户端的状态，cookies(小甜饼)的登场就是来弥补这个缺陷！

大多数主要的门户网站使 用 cookies 4个组成部分：

1) 在HTTP响应报文中有 一个cookie的首部行

2)在HTTP请求报文含有 一个cookie的首部行

3) 在用户端系统中保留有 一个cookie文件，由用户的浏览器管理

4) 在Web站点有一个后 端数据库

例子：
Susan总是用同一个PC使 用Internet Explore上网
她第一次访问了一个使用了Cookie的电子商务网站
当最初的HTTP请求到达 服务器时，该Web站点 产生一个唯一的ID，并以此作为索引在它的后端数据库中产生一个项

Cookies: 维护状态

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Cookies能带来什么：

  • 用户验证
  • 购物车
  • 推荐
  • 用户状态 (Web e-mail)

如何维持状态：

  • 协议端节点：在多个事务上 ，发送端和接收端维持状态
  • cookies: http报文携带状态信息

Cookies与隐私：

  • Cookies允许站点知道许多关于 用户的信息
  • 可能将它知道的东西卖给第三方
  • 使用重定向和cookie的搜索引擎还能知道用户更多的信息
  • 如通过某个用户在大量站点上的行为，了解其个人浏览方式的大致模式
  • 广告公司从站点获得信息

Web缓存 (代理服务器)

注：一个很好的例子，CDN(Content Delivery Network，内容分发网络)，正向代理

目标：不访问原始服务器，就满足客户的请求

  • 用户设置浏览器： 通过缓存访问Web
  • 浏览器将所有的HTTP 请求发给缓存
    • 在缓存中的对象：缓存直接返回对象
    • 如对象不在缓存，缓存请求原始服务器，然后再将对象返回给客户端
  • 缓存既是客户端又是服务器
  • 通常缓存是由ISP安装 (大学、公司、居民区ISP)

为什么要使用Web缓存 ？

  • 降低客户端的请求响应时间
  • 可以大大减少一个机构内 部网络与Internent接入 链路上的流量
  • 互联网大量采用了缓存： 可以使较弱的ICP也能够有效提供内容

缓存示例

假设

平均对象大小 = 100kb

机构内浏览器对原始服务器的平均请求率为 = 15请求/s

平均到浏览器的速率：1.5Mbps

机构内部路由器到原始服务器 再返回到路由器的的延时 （ Internet 延时）= 2s

接入链路带宽：1.54Mbps

结果

LAN的流量强度 = 15%

接入链路上的流量强度 = 99%

总延时 = LAN延时 + 接入延时 + Internet 延时 = ms + 分 + 2s

t (queue) = I/(1 - I) * L / R
I——流量强度 L/R——一个分组的传输时间 排队延迟非常大

缓存示例：更快的接入链路

假设

平均对象大小 = 100kb

机构内浏览器对原始服务器的 平均请求率为 = 15请求/s

平均到浏览器的速率：1.5Mbps

机构内部路由器到原始服务器 再返回到路由器的的延时 （ Internet 延时）= 2s

接入链路带宽：1.54Mbps——> 154Mbps

结果

LAN的流量强度 = 15%

接入链路上的流量强度 = 99% --> 9.9%

总延时 = LAN延时 + 接入延时 + 9.9%Internet 延时 = ms + 分 + 2s

代价: 增加了接入链路带宽（非常昂贵！）

这个方法是降低了排队延迟(钞能力是吧)

缓存例子：安装本地缓存

假设

平均对象大小 = 100kb

机构内浏览器对原始服务器的平均 请求率为 = 15请求/s

平均到浏览器的速率：1.5Mbps

机构内部路由器到原始服务器再返回到路由器的的延时 （Internet 延 时）= 2s

接入链路带宽：1.54Mbps

结果

LAN 利用率: 15%

接入网络利用率： ？

总体延迟= ? ? How to compute link utilization, delay?

代价: web缓存(廉价!)

计算链路利用率，有缓存的延迟：

  • 假设缓存命中率0.4
    • 40%请求在缓存中被满足，其他60%的请求需要被原始服务器满足
  • 接入链路利用率:
    • 60%的请求采用接入链路
  • 进过接入链路到达浏览器的数据速 率 = 0.6*1.50 Mbps = 0.9 Mbps
    • 利用率= 0.9/1.54 =0 .58
  • 总体延迟：
    • = 0.6 * (从原始服务器获取对象的 延迟) +0.4 * (从缓存获取对象的延迟)
      **= 0.6 (2.01) + 0.4 (msecs) **
    • **= 1.2 secs **
    • 比安装154Mbps链路还来得小 (而且 比较便宜!)

条件GET方法（对象版本和服务器版本一致性问题）

  • 目标：如果缓存器中的对象拷贝是最新的，就不要发送对象
  • 缓存器: 在HTTP请求中指 定缓存拷贝的日期 If-modified-since:
  • 服务器: 如果缓存拷贝陈旧，则响应报文没包含对象: HTTP/1.0 304 Not Modified

2.3 FTP*

FTP: 文件传输协议

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  • 向远程主机上传输文件或从远程主机接收文件
  • 客户/服务器模式
    • 客户端：发起传输的一方
    • 服务器：远程主机
  • ftp: RFC 959
  • ftp服务器：端口号为21

FTP: 控制连接与数据连接分开

  1. FTP客户端与FTP服务器通过端口21联系，并使用TCP为传输协议
  2. 客户端通过控制连接获得身份确认
  3. 客户端通过控制连接发送命令浏览远程目录
  4. 收到一个文件传输命令时，服务器打开一个到客户端的数据连接
  5. 一个文件传输完成后，服务器关闭连接
  6. 服务器打开 第二个TCP 数据连接用来传输另一个文件（服务器主动）
  7. 控制连接： 带外（ “out of band” ）传送
  8. FTP服务器维护用户的状态信息： 当前路径、用户帐户与控制连接对应
  9. 有状态的协议

FTP命令、响应

命令样例：

  • 在控制连接上以ASCII文本方式传送
  • USER username
  • PASS password
  • LIST：请服务器返回远程主 机当前目录的文件列表
  • RETR filename：从远程主 机的当前目录检索文件 (gets)
  • STOR filename：向远程主 机的当前目录存放文件 (puts)

返回码样例：

状态码和状态信息 (同HTTP)

  • 331 Username OK, password required
  • 125 data connection already open; transfer starting
  • 425 Can’t open data connection
  • 452 Error writing file

FTP协议与HTTP协议的差别

FTP协议是有状态的，FTP协议的控制命令和数据传输分别在两个TCP上进行

2.4 EMail

3个主要组成部分：

  1. 用户代理
  2. 邮件服务器
  3. 简单邮件传输协议：SMTP

用户代理 （客户端软件）

  • 又名 “邮件阅读器”
  • 撰写、编辑和阅读邮件
  • 如Outlook、Foxmail
  • 输出和输入邮件保存在服务器上

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邮件服务器

  • 邮箱中管理和维护发送给用户的邮件
  • 输出报文队列保持待发送邮件报文
  • 邮件服务器之间的SMTP协议 ：发送email报文
    • 客户：发送方邮件服务器
    • 服务器：接收端邮件服务器

EMail: SMTP [RFC 2821] 原理

  • 使用TCP在客户端和服务器之间传送报文，端口号为25
  • 直接传输：从发送方服务器到接收方服务器
  • 传输的3个阶段
    • 握手
    • 传输报文
    • 关闭
  • 命令/响应交互
    • 命令：ASCII文本
    • 响应：状态码和状态信息
  • 报文必须为7位ASCII码 （规范传输内容）

举例：Alice给Bob发送报文

  1. Alice使用用户代理撰写邮件并发送给 bob@someschool.edu
  2. Alice的用户代理将邮件发送到她的邮件服务器；邮件放在报文队列中
  3. SMTP的客户端打开到Bob邮件服务器的TCP连接
  4. SMTP客户端通过TCP连接发送Alice的邮件
  5. Bob的邮件服务器将邮件放到Bob的邮箱
  6. Bob调用他的用户代理阅读邮件

简单的SMTP交互

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SMTP：总结

  • SMTP使用持久连接
  • SMTP要求报文（首部 和主体）为7位ASCII编码
  • SMTP服务器使用 CRLF.CRLF决定报文的尾部

HTTP比较：

  • HTTP：拉（pull）
  • SMTP：推（push）
  • 二者都是ASCII形式的命令/ 响应交互、状态码
  • HTTP：每个对象封装在各自的响应报文中
  • SMTP：多个对象包含在一个报文中

邮件报文格式

SMTP：交换email报文的协议 RFC 822: 文本报文的标准：

  • 首部行：如,
    • To:
    • From:
    • Subject:
  • 主体
    • 报文，只能是ASCII码字符

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报文格式：多媒体扩展

  • MIME：多媒体邮件扩展（multimedia mail extension）, RFC 2045, 2056
  • 在报文首部用额外的行申明MIME内容类型

常用Base64 对STMP的ASCII码进行拓展 传输更多内容

Base64 常用于在处理文本数据的场合，表示、传输、存储一些二进制数据，包括 MIME 的电子邮件及 XML 的一些复杂数据。在 MIME 格式的电子邮件中，base64 可以用来将二进制的字节序列数据编码成 ASCII 字符序列构成的文本。使用时，在传输编码方式中指定 base64。使用的字符包括大小写拉丁字母各 26 个、数字 10 个、加号 + 和斜杠 /，共 64 个字符，等号 = 用来作为后缀用途。

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邮件访问协议

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两推一拉

  • SMTP: 传送到接收方的邮件服务器
  • 邮件访问协议：从服务器访问邮件 （3种方式）
    • POP：邮局访问协议（Post Office Protocol）[RFC 1939]
      • 用户身份确认 (代理<–>服务器) 并下载
    • IMAP：Internet邮件访问协议（Internet Mail Access Protocol）[RFC 1730]
      • 更多特性和功能 (更复杂)
      • 在服务器上处理存储的报文
    • HTTP：Hotmail , Yahoo! Mail等
      • 方便

POP3协议
用户确认阶段

  • 客户端命令：
    • user: 申明用户名
    • pass: 口令
  • 服务器响应 :
    • +OK
    • -ERR

事物处理阶段 客户端：

  • list: 报文号列表
  • retr: 根据报文号检索报文
  • dele: 删除
  • quit

用户确认阶段

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事物处理阶段,

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POP3

  • 先前的例子使用 “下载 并删除”模式。
  • 如果改变客户机，Bob不能阅读邮件
  • “下载并保留”：不同 客户机上为报文的拷贝
  • POP3在会话中是无状态的

IMAP

  • IMAP服务器将每个报文 与一个文件夹联系起来
  • 允许用户用目录来组织 报文
  • 允许用户读取报文组件
  • IMAP在会话过程中保留用户状态：
    • 目录名、报文ID与目录名之间映射

2.5 DNS

DNS(Domain Name System)

从域名到IP地址的转换（主要功能）

DNS的必要性

  • IP地址标识主机、路由器
  • 但IP地址不好记忆，不便人类使用(没有意义)
  • 人类一般倾向于使用一些有意义的字符串来标识Internet上的设备
    • 例如：qzheng@ustc.edu.cn所在的邮件服务器 www.ustc.edu.cn 所在的web服务器
  • 存在着“字符串”——IP地址的转换的必要性
  • 人类用户提供要访问机器的“字符串”名称
  • 由DNS负责转换成为二进制的网络地址

DNS系统需要解决的问题

  • 问题1：如何命名设备
    • 用有意义的字符串：好记，便于人类用使用
    • 解决一个平面命名的重名问题：层次化命名
  • 问题2：如何完成名字到IP地址的转换
    • 分布式的数据库维护和响应名字查询
  • 问题3：如何维护：增加或者删除一个域，需要在域名系统中做哪些工作

DNS(Domain Name System)的历史

  • ARPANET的名字解析解决方案
    • 主机名：没有层次的一个字符串（一个平面）
    • 存在着一个（集中）维护站：维护着一张 主机名-IP地址 的映射文件：Hosts.txt
    • 每台主机定时从维护站取文件
  • ARPANET解决方案的问题
    • 当网络中主机数量很大时
      • 没有层次的主机名称很难分配
      • 文件的管理、发布、查找都很麻烦

DNS(Domain Name System)总体思路和目标

DNS的主要思路

  • 分层的、基于域的命名机制
  • 若干分布式的数据库完成名字到IP地址的转换
  • 运行在UDP之上端口号为53的应用服务
  • 核心的Internet功能，但以应用层协议实现
    • 在网络边缘处理复杂性 （互联网最核心的功能（DNS）在边缘系统实现的）

DNS主要目的

  • 实现主机名-IP地址的转换(name/IP translate) （主要功能）

其它目的

  • 主机别名到规范名字的转换：Host aliasing
  • 邮件服务器别名到邮件服务器的正规名字的转换：Mail server aliasing
  • 负载均衡：Load Distribution（分配具体的服务器提供服务）

问题1：DNS名字空间(The DNS Name Space)

DNS域名结构

  • 一个层面命名设备会有很多重名
  • NDS采用层次树状结构的 命名方法
  • Internet 根被划为几百个顶级域(top lever domains)
    • 通用的(generic) .com; .edu ; .gov ; .int ; .mil ; .net ; .org .firm ; .hsop ; .web ; .arts ; .rec ;
    • 国家的(countries) .cn ; .us ; .nl ; .jp
  • 每个(子)域下面可划分为若干子域(subdomains)
  • 树叶是主机

DNS: 根名字服务器

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DNS名字空间(The DNS Name Space)

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域名(Domain Name)

  • 从本域往上，直到树根
  • 中间使用“.”间隔不同的级别
    • 例如：ustc.edu.cn
    • auto.ustc.edu.cn
    • www.auto. ustc.edu.cn
  • 域的域名：可以用于表示一个域
  • 主机的域名：一个域上的一个主机

域名的管理

  • 一个域管理其下的子域
    • .jp 被划分为 ac.jp co.jp
    • .cn 被划分为 edu.cn com.cn
  • 创建一个新的域，必须征得它所属域的同意

域与物理网络无关

  • 域遵从组织界限，而不是物理网络
    • 一个域的主机可以不在一个网络
    • 一个网络的主机不一定在一个域
  • 域的划分是逻辑的，而不是物理的

问题2：解析问题-名字服务器(Name Server)

一个名字服务器的问题

  • 可靠性问题：单点故障
  • 扩展性问题：通信容量
  • 维护问题：远距离的集中式数据库

区域(zone)

  • 区域的划分有区域管理者自己决定
  • 将DNS名字空间划分为互不相交的区域，每个区域都是树的一部分
  • 名字服务器：
    • 每个区域都有一个名字服务器：维护着它所管辖区域的权威信息 (authoritative record)
    • 名字服务器允许被放置在区域之外，以保障可靠性

名字空间划分为若干区域：Zone

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权威DNS服务器：组织机构的DNS服务器， 提供组织机构服务器（如 Web和mail）可访问的主机和IP之间的映射
组织机构可以选择实现自己维护或由某个服务提供商来维护

TLD服务器

  • 顶级域(TLD)服务器：负责顶级域名（如com, org, net, edu和gov）和所有国家级的顶级域名（如cn, uk, fr, ca, jp ）
    • Network solutions 公司维护com TLD服务器
    • Educause公司维护edu TLD服务器

区域名字服务器维护资源记录

  • 资源记录(resource records)
    • 作用：维护域名-IP地址(其它)的映射关系
    • 位置：Name Server的分布式数据库中
  • RR格式: (domain_name, ttl, type,class,Value)
    • Domain_name: 域名
    • Ttl: time to live : 生存时间(权威记录，缓冲记录) 缓冲是为了性能 删除是为了一致性
    • Class 类别 ：对于Internet，值为IN (说明是Internet网)
    • Value 值：可以是数字，域名或ASCII串 对应的IP地址
    • Type 类别：资源记录的类型—见下页

DNS记录

DNS ：保存资源记录(RR)的分布式数据库

RR 格式：(name, value, type, ttl)

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信息1 （叫什么）
TYPE = NS Name放的是子域的名字
Value 子域名字服务器（权威DNS服务器）的名字

信息2 （在哪）
Type = A Name放的是名字（子域的名字）
Value 对应服务器的IP地址

DNS大致工作过程

一台设备上网必备的IP信息
我的IP地址 我的子网掩码 我的local name serve 我的default getway（路由器）

  • 应用调用 解析器(resolver)
  • 解析器作为客户 向Name Server发出查询报文 （封装在UDP段中）
  • Name Server返回响应报文(name/ip)

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本地名字服务器（Local Name Server）

  • 并不严格属于层次结构
  • 每个ISP (居民区的ISP、公司、大学）都有一 个本地DNS服务器
  • 也称为“默认名字服务器”
  • 当一个主机发起一个DNS查询时，查询被送到 其本地DNS服务器
  • 起着代理的作用，将查询转发到层次结构中

名字服务器(Name Server)

  • 名字解析过程

    • 目标名字在Local Name Server中

      • 情况1：查询的名字在该区域内部
      • 情况2：缓存(cashing)

当与本地名字服务器不能解析名字时，联系根名字服务器 顺着根-TLD 一直找到权威名字服务器

递归查询

  • 名字解析负担都放在当前联络的名字服务器上
  • 问题：根服务器的负担太重
  • 解决： 迭代查询 (iterated queries)

迭代查询

  • 主机cis.poly.edu 想知道主机 gaia.cs.umass.edu 的IP地址
  • 根（及各级域名）服务器返回的不是查询结果，而是下一个NS的地址
  • 最后由权威名字服务器给出解析结果
  • 当前联络的服务器给出可以联系的服务器的名字
  • “我不知道这个名字，但可以向这个服务器请求

DNS协议、报文

DNS协议：查询和响应报文的报文格式相同

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提高性能：缓存

  • 一旦名字服务器学到了一个映射，就将该映射缓存起来
  • 根服务器通常都在本地服务器中缓存着
    • 使得根服务器不用经常被访问
  • 目的：提高效率
  • 可能存在的问题：如果情况变化，缓存结果和 权威资源记录不一致
  • 解决方案：TTL(time to live)（默认2天）

问题3：维护问题：新增一个域

  • 在上级域的名字服务器中增加两条记录，指向这个新增的子域的域名和域名服务器的地址
    （Type = NS、 Type = A 相当于指针）

  • 在新增子域的名字服务器上运行名字服务器，负责本域的名字解析:名字->IP地址
    例子:在com域中建立一个“Network Utopia”

  • 到注册登记机构注册域名networkutopia.com

    • 需要向该机构提供权威DNS服务器（基本的、和辅助的）的名字和IP地址
    • 登记机构在com TLD服务器中插入两条RR记录:
      (networkutopia.com,dns1.networkutopia.com,NS )(dns1.networkutopia.com,212.212.212.1,A)

  • 在networkutopia.com的权威服务器中确保有

    • 用于Web服务器的www.networkuptopia.com的类型为A的记录
    • 用于邮件服务器mail.networkutopia.com的类型为MX的记录

攻击DNS 总的说来，DNS比较健壮

DDoS 攻击

  1. 对根服务器进行流量轰炸
    • 攻击：发送大量ping
    • 没有成功
    • 原因１：根目录服务器配置 了流量过滤器，防火墙
    • 原因２：Local DNS 服务器 缓存了TLD服务器的IP地址, 因此无需查询根服务器
  2. 向TLD服务器流量轰炸
    • 攻击 ：发送大量查询
    • 可能更危险
    • 效果一般，大部分DNS缓存 了TLD
  3. 重定向攻击
    1. 中间人攻击
      • 截获查询 伪造回答，从而攻击 某个（DNS回答指定的IP）站点
    2. DNS中毒
      • 发送伪造的应答给DNS服务器，希望它能够缓存这个虚假的结果
      • 技术上较困难：分布式截获和伪造
    3. 利用DNS基础设施进行DDoS
      • 伪造某个IP进行查询， 攻击这个目标IP
      • 查询放大，响应报文比查询报文大
      • 效果有限

流量是分布式 查询有几乎都有缓存，基本不需要根 ——> 无根也基本安全

2.6 P2P 应用

  • 没有（或极少）一直运行的 服务器
  • 任意端系统都可以直接通信
  • 利用peer的服务能力
  • Peer节点间歇上网，每次IP 地址都有可能变化
    • 例子:
      • 文件分发 (BitTorrent)
      • 流媒体(KanKan)
      • VoIP (Skype)

文件分发: C/S vs P2P

问题: 从一台服务器分发文件（大小F）到N个peer 需要多少时间？

文件分发时间: C/S模式

服务器传输： 都是由服务器 发送给peer，服务器必须顺序 传输（上载）N个文件拷贝:

  • 发送一个copy: F/us（上载）
  • 发送N个copy： NF/us （上载）

客户端: 每个客户端必须下 载一个文件拷贝

  • dmin = 客户端最小的下载速率
  • 下载带宽最小的客户端下载的 时间：F/dmin （下载）

采用C-S方法 将一个F大小的文件 分发给N个客户端耗时 Dc-s > max{NF/us（随着N线性增长 ）,F/dmin}
(瓶颈却决于服务器的性能和客户端性能的相对强弱)

文件分发时间: P2P模式

服务器传输：最少需要上载一份 拷贝

  • 发送一个拷贝的时间：F/us （上载）

客户端: 每个客户端必须下载一 个拷贝

  • 最小下载带宽客户单耗时: F/dmin（下载）

客户端: 所有客户端总体下载量NF

  • 最大上载带宽是：us（服务器的） + Sui（所有客户端的） （上载）
  • 除了服务器可以上载，其他所有的peer节点都可以上载

采用P2P方法 将一个F大小的文件 分发给N个客户端耗时 Dp2p > max{F/us,F/dmin,NF/(us + Sui)}

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C-S 线性
P2P 非线性 性能高 可拓展性强 难管理（动态性强）

非结构化P2P 任意连接
DHT 结构化P2P 如：环形、树 节点哈希 内容哈希 按一定规律存内容

P2P文件共享

例子

  • Alice在其笔记本电脑上运行P2P客户端程序
  • 间歇性地连接到 Internet，每次从其 ISP得到新的IP地址
  • 请求“双截棍.MP3”
  • 应用程序显示其他有“ 双截棍.MP3” 拷贝的对等方
  • Alice选择其中一个对等方， 如Bob.
  • 文件从Bob’s PC传送到 Alice的笔记本上：HTTP
  • 当Alice下载时，其他用户也可以从Alice处下载
  • Alice的对等方既是一个Web 客户端，也是一个瞬时Web 服务器

所有的对等方都是服务器 = 可扩展性好！

两大问题

  1. 如何定位所需资源
  2. 如何处理对等方的 加入与离开

可能的方案

  • 集中
  • 分散
  • 半分散

1、集中式目录

最初的“Napster”设计

  1. 当对等方连接时，它告知中心服务器：
    • IP地址
    • 内容
  2. Alice查询 “双截棍 .MP3”
  3. Alice从Bob处请求文件

集中式目录中存在的问题

  1. **单点故障 **
  2. **性能瓶颈 **
  3. 侵犯版权

文件传输是分散的， 而定位内容则是高度集中的

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2、查询洪泛：Gnutella（完全分布式）

  • 全分布式
  • 没有中心服务器
  • 开放文件共享协议
  • 许多Gnutella客户端 实现了Gnutella协议
    • 类似HTTP有许多的 浏览器

覆盖网络：图

  • 如果X和Y之间有一个 TCP连接，则二者之间存在一条边
  • 所有活动的对等方和边就是覆盖网络
  • 边并不是物理链路
  • 给定一个对等方，通常所连接的节点少于10个

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Gnutella：对等方加入（网络的建立）

  1. 对等方X必须首先发现某些已经在覆盖网络中的其他对 等方：使用可用对等方列表 自己维持一张对等方列表（经常开机的对等方的IP、死党列表） 联系维持列表的Gnutella站点
  2. X接着试图与该列表上的对等方建立TCP连接，直到与某个对等方Y建立连接
  3. X向Y发送一个Ping报文，Y转发该Ping报文
  4. 所有收到Ping报文的对等方以Pong报文响应 IP地址、共享文件的数量及总字节数
  5. X收到许多Pong报文，然后它能建立其他TCP连接

3、利用不匀称性：KaZaA（混合体）

每个对等方要么是一个组长，要么隶属于一个组长

  • 对等方与其组长之间有 TCP连接
  • 组长对之间有TCP连接

组长跟踪其所有的孩子的内容

组长与其他组长联系

  • 转发查询到其他组长
  • 获得其他组长的数据拷贝

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KaZaA：查询

  • 每个文件有一个散列标识码（唯一Hash，上载时赋予）和一个描述符
  • 客户端向其组长发送关键字查询
  • 组长用匹配（描述）进行响应：
    • 对每个匹配：元数据、散列标识码和IP地址
  • 如果组长将查询转发给其他组长，其他组长也 以匹配进行响应
  • 客户端选择要下载的文件
    • 向拥有文件的对等方发送一个带散列标识码的 HTTP请求

Kazaa小技巧

1.请求排队

  • 限制并行上载的数量
  • 确保每个被传输的文件从上载节点接收一定量的带宽

2.激励优先权

  • 鼓励用户上载文件
  • 加强系统的扩展性

3.并行下载

  • 从多个对等方下载同一个文件的不同部分
    • HTTP的字节范围首部
    • 更快地检索一个文件

Distributed Hash Table (DHT)

  • **哈希表 **
  • **DHT方案 **
  • **环形DHT以及覆盖网络 **
  • Peer波动

（实际的例子）P2P文件分发： BitTorrent

文件被分为一个个块256KB
每个节点有一个bit map（hash），用map标记是否具备，有则标识为1否则为0
网络中的这些peers发送接收文件块，相互服务

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Peer加入torrent:

  • 一开始没有块，但是将会通过其他节点处累积文件块
  • 向跟踪服务器注册，获得 peer节点列表，和部分peer 节点构成邻居关系 (“连接 ”)
  • 当peer下载时，该peer可以同时向其他节点提供上载服务
  • Peer可能会变换用于交换块的peer节点
  • 扰动churn: peer节点可能会上线或者下线
  • 一旦一个peer拥有整个文件（种子），它会（自私的）离开或者保留（利他主义）在torrent中

BitTorrent: 请求，发送文件块

请求块：

  • 在任何给定时间，不同 peer节点拥有一个文件块的子集

  • 周期性的，Alice节点向 邻居询问他们拥有哪些块的信息

  • Alice向peer节点请求它希望的块，稀缺的块（稀缺优先，对集体有利）

    1、（集体提出）客户端优先请求稀缺的（稀缺优先，对集体有利）

    2、（集体定的规则）优先向提供服务好的客户端服务（个人利益与集体利益绑定）

    3、（造成个人遵守）客户端优先请求稀缺的 （利他等于利己）

发送块：一报还一报 tit-for-tat

  • Alice向4个peer发送块，这些块向它自己提供最大带宽的服务
  • 其他peer被Alice阻塞 (将不会 从Alice处获得服务)
  • 每10秒重新评估（谁对它好）一次：前4位
  • 每个30秒：随机选择其他peer 节点，向这个节点发送块
  • “优化疏通” 这个节点
  • 新选择的节点可以加入这个top 4
  1. Alice “优化疏通” Bob
  2. Alice 变成了Bob的前4位提供者; Bob答谢Alice
  3. Bob 变成了Alice的前4提供者

更高的上载速率： 发现更好的交易伙伴，获得更快的文件传输速率!

2.7 CDN

视频流化服务和CDN：上下文

  • 视频流量：占据着互联网大部分的带宽
    • Netflix, YouTube: 占据37%, 16% 的ISP下行流量
    • ~1B YouTube 用户, ~75M Netflix用户
  • 挑战：规模性 如何服务者 ~1B 用户?
    • 单个超级服务器无法提供服务（为什么）
  • 挑战：异构性
    • 不同用户拥有不同的能力（例如：有线接入和移动用户；带宽丰富和受限用户）
  • 解决方案: 分布式的，应用层面的基础设施

多媒体: 视频

视频：固定速度显示的图像序列

  • e.g. 24 images/sec

网络视频特点：

  • 高码率：>10x于音频,高的网络带宽需求
  • 可以被压缩
  • 90%以上的网络流量是视频

数字化图像：像素的阵列

  • 每个像素被若干bits表示

编码：使用图像内和图像间的冗余来降低编码的比特数

  • 空间冗余(图像内)
  • 时间冗余(相邻的图像间)

CBR: (constant bit rate): 以固定速率编码

VBR: (variable bit rate): 视频编码速率随时间的变化而变化

多媒体流化服务：DASH

DASH(Dynamic Adaptive Streaming over HTTP 动态自适应)

服务器:

  • 将视频文件分割成多个块 （流化）
  • 每个块独立存储，编码于不同码率（8-10种）
  • 告示文件（manifest file）: 提供不同块的URL （自适应：自己选择）

客户端:

  • 先获取告示文件
  • 周期性地测量服务器到客户端的带宽
  • 查询告示文件,在一个时刻请求一个块，HTTP头部指定字 节范围
    • 如果带宽足够，选择最大码率的视频块
    • 会话中的不同时刻，可以切换请求不同的编码块 (取 决于当时的可用带宽)

“智能”客户端: 客户端自适应决定

  • 什么时候去请求块 (不至于缓存挨饿，或者溢出)
  • 请求什么编码速率的视频块 (当带宽够用时，请求高质量的视频块)
  • 哪里去请求块 (可以向离自己近的服务器发送URL，或 者向高可用带宽的服务器请求)

挑战: 服务器如何通过网络向上百万用户同时流化视频内容 (上百万视频内容)?

选择1: 单个的、大的超级服务中心“megaserver”

  • 服务器到客户端路径上跳数较多，瓶颈链路的带宽 小导致停顿
  • “二八规律”决定了网络同时充斥着同一个视频的 多个拷贝，效率低（付费高、带宽浪费、效果差）
  • 单点故障点，性能瓶颈
  • 周边网络的拥塞

也即：相当简单，但是这个方法不可扩展

选项2: 通过CDN（content distribution network），全网部署缓存节点，存储服务内容，就近为用户提供服务，提高用户体验 （内容加速服务）

  • enter deep: 将CDN服务器深入到许多接入网

    • 更接近用户，数量多，离用户近，管理困难
    • Akamai, 1700个位置

  • bring home:部署在少数(10个左右)关键位置（到用户的跳数较多），如将服务器簇安装于POP附近（离若干1stISP POP较近）

    • 采用租用线路将服务器簇连接起来

    • Limelight

  • CDN: 在CDN节点中存储内容的多个拷贝 让内容靠近用户
    e.g. Netflix stores copies of MadMen

  • 用户从CDN中请求内容（先从原服务器获取告知文件manifest file，自适应选择块）
    (域名解析的重定向)重定向到最近的拷贝，请求内容

  • 如果网络路径拥塞，可能选择不同的拷贝

互联网络主机-主机之间的通信作为一种服务向用户提供

OTT 挑战: 在拥塞的互联网上复制内容

OTT(互联网公司越过运营商，发展基于开放互联网的各种视频及数据服务业务)，over the top

  • 从哪个CDN节点中获取内容？
  • 用户在网络拥塞时的行为？
  • 在哪些CDN节点中存储什么内容？

案例学习: Netflix

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2.8 TCP 套接字编程

Socket编程

应用进程使用传输层提供的服务能够交换报文，实现应用协议，实现应用
TCP/IP：应用进程使用Socket API访问传输服务
地点：界面上的SAP(Socket） 方式：Socket API
目标: 学习如何构建能借助sockets进行通信的C/S应用程序

socket: 分布式应用进程之间的门，传输层协议提供的端到端服务接口

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2种传输层服务的socket类型:
TCP: 可靠的、字节流(bitStream)的服务
UDP: 不可靠、数据UDP数据报(dategram)服务

套接字：应用进程与端到端传输协议（TCP或UDP）之间的门户
TCP服务：从一个进程向另一个进程可靠地传输字节流

过程

服务器首先运行，等待连接建立

1：服务器进程必须先处于运行状态

  • 创建欢迎socket
  • 和本地端口捆绑
  • 在欢迎socket上阻塞式等待接收用户的连接
  • 客户端主动和服务器建立连接

2：创建客户端本地套接字（隐式捆绑到本地port）

  • 指定服务器进程的IP地址和端口号，与服务器进程连接

3 ：当与客户端连接请求到来时

  • 服务器接受来自用户端的请求 ，解除阻塞式等待，返回一个新的socket（与欢迎socket不 一样），与客户端通信
  • 允许服务器与多个客户端通信
  • 使用源IP和源端口来区分不同的客户端

4：连接API调用有效时，客户端P与服务器建立了TCP连接

从应用程序的角度

TCP在客户端和服务器进程之间 提供了可靠的、字节流（管道）服务

C/S模式的应用样例

  1. 客户端从标准输入装置读 取一行字符，发送给服务器
  2. 服务器从socket读取字符
  3. 服务器将字符转换成大写 ，然后返回给客户端
  4. 客户端从socket中读取一行字符，然后打印出来

实际上，这里描述了C-S之间交互的动作次序

数据结构 sockaddr_in
IP地址和port捆绑关系的数据结构（标示进程的端节点）

struct sockaddr_in {
short sin_family; //AF_INET
u_short sin_port; // port
struct in_addr sin_addr ;// IP address, unsigned long
char sin_zero[8]; // align 校准
}; 
123456

数据结构 hostent
域名和IP地址的数据结构

struct hostent { 
char *h_name;	//域名
char **h_aliases;	/别名
int h_addrtype;	
int h_length; /*地址长度*/
char **h_addr_list;	//IP地址
#define h_addr h_addr_list[0];
} 
12345678

作为调用域名解析函数时的参数 返回后，将IP地址拷贝到 sockaddr_in的IP地址部分

C/S socket 交互: TCP

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系统自己默认使用了bind，自动分配

argv[1] 主机的名字 argv[2] 端口号 argv[0] 程序的名字

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2.9 UDP 套接字编程

UDP: 在客户端和服务器之间 没有连接
• 没有握手
• 发送端在每一个报文中明确地指定目标的IP地址和端口号
• 服务器必须从收到的分组中提取出发送端的IP地址和端口号

UDP: 传送的数据可能乱序，也可能丢失

进程视角看UDP服务 UDP 为客户端和服务器提供不可靠的字节组的传送服务

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第2章：小结

应用程序体系结构

  1. 客户-服务器
  2. P2P
  3. 混合

应用程序需要的服务品质描述:

  • 可靠性
  • 带宽
  • 延时
  • 安全

Internet传输层服务模式:

  • 可靠的、面向连接的服务： TCP
  • 不可靠的数据报：UDP

流行的应用层协议:

  • HTTP
  • FTP
  • SMTP, POP, IMAP
  • DNS

Socket编程

更重要的：学习协议的知识

应用层协议报文类型：请求/响应报文：

  • 客户端请求信息或服务
  • 服务器以数据、状态码进行响应

报文格式：

  • 首部：关于数据信息的字段

  • 数据：被交换的信息

  • 控制报文 vs. 数据报文

  • 带内（一个TCP传两种报文）、带外 （两个TCP）

  • 集中式 vs. 分散式

  • 无状态 vs. 维护状态

  • 可靠的 vs. 不可靠的报文传输

  • 在网络边缘处理复杂性

一个协议定义了在两个或多个通信实体之间交换报文的格式和次序,以及就一条报文传输和接收或其他事件采取的动作

传输层

3.1 概述和传输层服务

传输服务和协议

  • 为运行在不同主机上的应用进程提供逻辑通信
  • 传输协议运行在端系统
    • 发送方：将应用层的报文分成报文段，然后传递给网络层
    • 接收方：将报文段重组成报文，然后传递给应用层
  • 有多个传输层协议可供应用选择
    • Internet: TCP(字节流的服务，不保证界限) 和 UDP(数据报，尽力而为的服务)

传输层 vs. 网络层

  • 网络层服务：主机之间的逻辑通信
  • 传输层服务：进程间的逻辑通信
    • 依赖于网络层的服务
      • 延时、带宽
    • 并对网络层的服务进行增强
      • 数据丢失、顺序混乱、 加密

有些服务是可以加强的：不可靠 -> 可靠；安全
但有些服务是不可以被加强的：带宽，延迟

Internet传输层协议

可靠的、保序的传输： TCP(字节流的服务)

  • 多路复用、解复用
  • 拥塞控制
  • 流量控制
  • 建立连接

不可靠、不保序的传输：UDP(数据报的服务)

  • 多路复用、解复用
  • 没有为尽力而为的IP服务添加更多的其它额外服务

都不提供的服务： 延时保证 带宽保证

3.2 多路复用与解复用

多路复用/解复用（一个TCP/UDP实体上有很多应用进程借助其发送，也有一个进程下多个线程的数据复用到一个比特流/数据报里）

在发送方主机多路复用
从多个套接字接收来自多个进程的报文，根据套接字对应的IP地址和端口号等信息对报文段用头部加以封装 (该头部信息用于以后的解复用)

在接收方主机多路解复用
根据报文段的头部信息中的IP地址和端口号将接收到的报文段发给正确的套接字(和对应的应用进程)

多路解复用工作原理

  • 解复用作用：TCP或者UDP实体采用哪些信息，将报文段的数据部分交给正确的socket，从而交给正确的进程
  • 主机收到IP数据报
    • 每个数据报有源IP地址和目标地址
    • 每个数据报承载一个传输层报文段
    • 每个报文段有一个源端口号和目标端口号 (特定应用有著名的端口号)
  • 主机联合使用IP地址和端口号将报文段发送给合适的套接字

无连接(UDP)多路解复用

当创建UDP段采用端口号，可以指定：

  • 目标IP地址
  • 目标端口号

当主机接收到UDP段时：

  • 检查UDP段中的目标端口号
  • 将UDP段交给具备那个端口号的套接字
  • 目标IP地址，目标端口号一样发送给同一个进程

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面向连接(TCP)的多路复用

TCP套接字:四元组本地标识：

  1. 源IP地址
  2. 源端口号
  3. 目的IP地址
  4. 目的端口号

解复用：接收主机用这四个值来将数据报定位到合适的套接字

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socket 和message

一点补充： 计算机网络——多路复用与多路分解

3.3 无连接传输：UDP

UDP: User Datagram Protocol 用户数据报协议
在IP（主机到主机）所提供的基础上增加了一个多路复用/解复用（进程到进程）的服务

  • “尽力而为”的服务，报文段可能
    • 丢失
    • 送到应用进程的报文段乱序（延迟不一样）
  • 无连接：
    • UDP发送端和接收端之间没有握手
    • 每个UDP报文段都被独立地处理
  • UDP 被用于:
    • （实时）流媒体（丢失不敏感， 速率敏感、应用可控制传输速率）
    • DNS
    • SNMP
    • 事务性的应用(一次性往返搞定)
  • 在UDP上可行可靠传输:
    • 在应用层增加可靠性
    • 应用特定的差错恢复

UDP：用户数据报协议

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为什么要有UDP?

  1. 不建立连接 (会增加延时)
  2. 简单：在发送端和接收端没有连接状态
  3. 报文段的头部很小(开销小)
  4. 无拥塞控制和流量控制：UDP可以尽可能快的发送报文段
  5. 应用->传输的速率 = 主机->网络的速率 (忽略头部时)

UDP校验和
目标： 检测在被传输报文段中的差错 (如比特反转)

发送方：

  • 将报文段的内容视为16 比特的整数
  • 校验和：报文段的加法和（1的补运算）
  • 发送方将校验和放在 UDP的校验和字段

接收方：

  • 计算接收到的报文段的校验和
  • 检查计算出的校验和与校验和字段的内容是否相等
    • 不相等––检测到差错
    • 相等––没有检测到差错 ，但也许还是有差错 (残存错误，未检测出来)

Internet校验和的例子

注意：当数字相加时，在最高位的进位要回卷（加到最低位上），再加到结果上

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目标端：校验范围+校验和=1111111111111111 通过校验
否则没有通过校验

注：求和时，必须将进位回卷到结果上

3.4 可靠数据传输的原理

可靠数据传输（rdt）的原理 rdt(Reliable Data Transfer) TCP是基于rdt的传输协议(rdt范围更大咯)

  • rdt在应用层、传输层和数据链路层都很重要
  • 是网络Top 10问题之一

信道的不可靠特点决定了可靠数据传输协议（ rdt ）的复杂性

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  • 渐增式地开发可靠数据传输协议（ rdt ）的发送方和接收方
  • 只考虑单向数据传输
  • 但控制信息是双向流动的
  • 双向的数据传输问题实际上是2个单向数据传输问题的综合
  • 使用有限状态机 (FSM) 来描述发送方和接收方

Rdt1.0： 在可靠信道上的可靠数据传输

下层的信道是完全可靠的

  • 没有比特出错
  • 没有分组丢失

发送方和接收方的FSM

  • 发送方将数据发送到下层信道
  • 接收方从下层信道接收数据

发送方：接收–封装–打走

接收方：解封装–交付 什么都不用干

Rdt2.0：具有比特差错的信道

下层信道可能会出错：将分组中的比特翻转，用校验和来检测比特差错

问题：怎样从差错中恢复：

  • 确认(ACK)：接收方显式地告诉发送方分组已被正确接收
  • 否定确认( NAK): 接收方显式地告诉发送方分组发生了差错
    • 发送方收到NAK后，发送方重传分组

rdt2.0中的新机制：

  • 采用差错控制编码进行差错检测
  • 发送方差错控制编码、缓存
  • 接收方使用编码检错
  • 接收方的反馈：控制报文（ACK，NAK）：接收方->发送方
  • 发送方收到反馈相应的动作

Rdt2.0：FSM描述

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发送方接收nak (接收方检测出错) ，将之前封装的package重传，直到收到ack才开始下一轮的发送

rdt2.0的致命缺陷！-> rdt2.1

如果ACK/NAK出错？

发送方不知道接收方发生了什么事情！

发送方如何做？

重传？可能重复

不重传？可能死锁(或出错)

需要引入新的机制

  • 序号

处理重复：

  • 发送方在每个分组中加入序号
  • 如果ACK/NAK出错，发送方重传当前分组
  • 接收方丢弃（不发给上层）重复分组
  • 接收方通过序号判断，是否重复接收同样的包，在进行下一次流程/发送ack

停等协议: 发送方发送一个分组， 然后等待接收方的应答

发送方：

  1. 在分组中加入序列号

    两个序列号（0，1）就足够了

    一次只发送一个未经确认的分组

  2. 必须检测ACK/NAK是否出错

    状态数变成了两倍

    必须记住当前分组的序列号为0还是1

接收方：

  1. 必须检测接收到的分组是否是重复的
  2. 状态会指示希望接收到的分组的序号为0还是1

注意：接收方并不知道发送方是否正确收到了 其ACK/NAK

rdt2.1的运行

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  • 接收方不知道它最后发送的ACK/NAK是否被正确地收到
  • 发送方不对收到的ack/nak给确认，没有所谓的确认的确认
  • 接收方发送ack，如果后面接收方收到的是：
    • 老分组p0？则ack 错误
    • 下一个分组？P1，ack正确

rdt2.2：无NAK的协议

  • 功能同rdt2.1，但只使用ACK(ack 要编号）
  • 接收方对最后正确接收的分组发ACK，以替代NAK
    • 接收方必须显式地包含被正确接收分组的序号
  • 当收到重复的ACK（如：再次收到ack0，高情商：ack0，低情商：你pkt1错啦）时，发送方与收到NAK采取相同的动作：重传当前分组
  • 为后面的一次发送多个数据单位做一个准备
    • 一次能够发送多个
    • 每一个的应答都有：ACK，NACK；麻烦
    • 使用对前一个数据单位的ACK，代替本数据单位的nak
    • 确认信息减少一半，协议处理简单

NAK free

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rdt2.2的运行

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1、No error 2、packet error 3、ack error

rdt3.0：具有比特差错和分组丢失的信道

新的假设：下层信道可能会丢失分组（数据或ACK）

会死锁(死锁描述的是两个或多个线程由于相互等待而永远被阻塞的情况)

机制还不够处理这种状况：
• 检验和
• 序列号
• ACK
• 重传

  • 方法：发送方等待ACK一段合理的时间
    发送端超时重传：如果到时没有收到ACK->重传
  • 问题：如果分组（或ACK ）只是被延迟了：
    重传将会导致数据重复，但利用序列号已经可以处理这个问题
    接收方必须指明被正确接收的序列号
  • 需要一个倒计数定时器

链路层的timeout时间确定的 （比较集中）
传输层timeout时间是适应式的 （不太集中）

rdt3.0的运行

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1、no loss

2、packet loss

3、ACK loss

4、premature timeout/ delayed ACK

  • 过早超时（延迟的ACK）也能够正常工作
  • 但是效率较低，一半的分组和确认是重复的
  • 设置一个合理的超时时间也是比较重要的

rdt3.0的性能

rdt3.0可以工作，但链路容量比较大的情况下，性能很差

  • 链路容量比较大，一次发一个PDU 的不能够充分利用链路的传输能力

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  • U sender：利用率 – 忙于发送的时间比例
  • 每30ms发送1KB的分组 -> 270kbps=33.75kB/s 的吞吐量（在1 Gbps 链路上）
  • 瓶颈在于：网络协议(一次发一个的协议)限制了物理资源的利用

rdt3.0：停-等操作 stop-wait

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一次收发一个

流水线：提高链路利用率

pipeline

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  • 增加n,能提高链路利用率
  • 但当达到某个n,其u=100%时,无法再通过增加n，提高利用率
  • 瓶颈转移了->链路带宽

流水线协议/管道化协议

  • 流水线：允许发送方在未得到对方确认的情况下一次发送多个分组
  • 必须增加序号的范围:用多个bit表示分组的序号
  • 在发送方/接收方要有缓冲区

• 发送方缓冲：未得到确认，可能需要重传；

• 接收方缓存：上层用户取用数据的速率≠接收到的数据速率；接收到的数据可能乱序，排序交付（可靠）

slide window sw(sending window) rw(receiving window)
=1 =1 stop-wait
流水线协议 >1 =1 GBN
流水线协议 >1 >1 SR

两种通用的流水线协议：回退N步(GBN)和选择重传(SR)

发送缓冲区

  • 形式：内存中的一个区域，落入缓冲区的分组可以发送
  • 功能：用于存放已发送，但是没有得到确认的分组
  • 必要性：需要重发时可用

发送缓冲区的大小：一次最多可以发送多少个未经确认的分组

  • 停止等待协议=1
  • 流水线协议>1，合理的值，不能很大，链路利用率不能够超100%

发送缓冲区中的分组

  • 未发送的：落入发送缓冲区的分组，可以连续发送出去；
  • 已经发送出去的、等待对方确认的分组：发送缓冲区的分组只有得到确认才能删除

发送窗口

采用相对移动方式表示，分组不动

可缓冲范围移动，代表一段可以发送的权力

发送窗口：发送缓冲区内容的一个范围

  • 那些已发送但是未经确认分组的序号构成的空间

发送窗口的最大值<=发送缓冲区的值

一开始：没有发送任何一个分组

  • 后沿=前沿
  • 之间为发送窗口的尺寸=0

每发送一个分组，前沿前移一个单位

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发送窗口前沿移动的极限：不能够超过发送缓冲区的大小

发送窗口后沿移动

条件：收到老分组的确认

结果：发送缓冲区罩住新的分组，来了分组可以发送

移动的极限：不能够超过前沿

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接收窗口

slide window sw (sending window) rw (receiving window)
=1 =1 stop-wait
流水线协议 >1 =1 GBN
流水线协议 >1 >1 SR

两种通用的流水线协议：回退N步(GBN)和选择重传(SR)

接收窗口 (receiving window)=接收缓冲区

  • 接收窗口用于控制哪些分组可以接收
    • 只有收到的分组序号落入接收窗口内才允许接收
    • 若序号在接收窗口之外，则丢弃
  • 接收窗口尺寸Wr=1，则只能顺序接收
  • 接收窗口尺寸Wr>1 ，则可以乱序接收
    • 但提交给上层的分组，要按序

例子：Wr＝1，在0的位置；只有0号分组可以接收；向前滑动一个，罩在1的位置，如果来了第2号分组，则丢弃。

接收窗口的滑动和发送确认

  • 滑动：
    • 低序号的分组到来，接收窗口移动；
    • 高序号分组乱序到，缓存但不交付（因为要实现rdt，不允许失序），不滑动
  • 发送确认：
    • 接收窗口尺寸=1 ； 发送连续收到的最大的分组确认（累计确认）
    • 接收窗口尺寸>1 ； 收到分组，发送那个分组的确认（非累计确认）

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正常情况下的2个窗口互动

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异常情况下GBN的2窗口互动

发送窗口

  • 新分组落入发送缓冲区范围，发送->前沿滑动
  • 超时重发机制让发送端将发送窗口中的所有分组发送出去
  • 来了老分组的重复确认->后沿不向前滑动->新的分组无法落入发送缓冲区的范围团(此时如果发送缓冲区有新的分组可以发送)

接收窗口

  • 收到乱序分组，没有落入到接收窗口范界内，抛弃
  • (重复）发送老分组的确认，累计确认

异常情况下SR的2窗口互动

发送窗口

  • 新分组落入发送缓冲区范围，发送->前沿滑动
  • 超时重发机制让发送端将超对的分组重新发送出去
  • 来了乱序分组的确认->后沿不向前滑动->新的分组无法落入发送缓冲区的范围（此时如果发送缓冲率有新的分组可以发送)

接收窗口

  • 收到乱序分组，落入到接收窗口范围内，接收
  • 发送该分组的确认，单独确认

GBN协议和SR协议的异同

相同之处

  • 发送窗口>1
  • 一次能够可发送多个未经确认的分组

不同之处

GBN :接收窗口尺寸=1

  • 接收端：只能顺序接收
  • 发送端：从表现来看，一旦一个分组没有发成功，如：0,1,2,3,4 ; 假如1未成功，234都发送出去 了，要返回1再发送；GB1(go back 1)

SR: 接收窗口尺寸>1

  • 接收端：可以乱序接收
  • 发送端：发送0,1,2,3,4，一旦1 未成功，2,3,4,已发送，无需重发，选择性发送1

Go-back-N:

  • 发送端最多在流水线中有N个未确认的分组
  • 接收端只是发送累计型确认(cumulative ack)
  • 接收端如果发现gap，不确认新到来的分组
  • 发送端拥有对最老的 未确认分组的定时器
  • 只需设置一个定时器
  • 当定时器到时时，重传所有未确认分组

Selective Repeat:

  • 发送端最多在流水线中有N个未确认的分组
  • 接收方对每个到来的分组单独确认individual ack （非累计确认）
  • 发送方为每个未确认的分组保持一个定时器
  • 当超时定时器到时，只是重发到时的未确认分组

运行中的GBN

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选择重传SR的运行

发送窗口的最大值（发送缓冲区）限制发送未确认分组的个数

发送方

从上层接收数据：

  • ​ 如果下一个可用于该分组的序号可在发送窗口中，则发送

timeout(n):

  • ​ 重新发送分组n，重新设定定时器

ACK(n) in [sendbase,sendbase+N]:

  • ​ 将分组n标记为已接收
  • ​ 如n为最小未确认的分组序号， 将base移到下一个未确认序号

接收方

分组n [rcvbase, rcvbase+N-1]

  • 发送ACK(n)
  • 乱序：缓存
  • 有序：该分组及以前缓存的 序号连续的分组交付给上层 ，然后将窗口移到下一个仍未被接收的分组

分组n [rcvbase-N, rcvbase-1]

  • ACK(n)

其它：

  • 忽略该分组

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对比GBN和SR

GBN SR
优点 简单，所需资源少（接收方一个 缓存单元） 出错时，重传一个代价小
缺点 一旦出错，回退N步代价大 复杂，所需要资源多（接收方多个缓存单元）

适用范围

  • 出错率低：比较适合GBN，出错非常罕见，没有必要用复杂的SR，为罕见的事件做日常的准备和复杂处理
  • 链路容量大（延迟大、带宽大）：比较适合SR而不 是GBN，一点出错代价太大

窗口的最大尺寸

GBN: 2^n -1
SR:2^(n-1) 例

如：n=2; 序列号：0, 1, 2, 3

  • GBN =3
  • SR=2

SR的例子：

  • 接收方看不到二者的区别！
  • 将重复数据误认为新数据 (a)

Q: 序号大小与窗口大小之间的关系？

3.5 面向连接的传输： TCP

点对点：一个发送方，一个接收方

可靠的、按顺序的字节流：没有报文边界

管道化（流水线）：TCP拥塞控制和流量控制设置窗口大小

发送和接收缓存

全双工数据：

  • 在同一连接中数据流双向流动
  • MSS(Maximum Segment Size，最大报文长度)：最大报文段大小 MSS的大小 + TCP头部 + IP头部 = 一个报文段

面向连接：在数据交换之前，通过握手（交换控制报文） 初始化发送方、接收方的状态变量

有流量控制：发送方不会淹没接收方

TCP报文段结构

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序号：报文段首字节的在字节流的编号

确认号：1、期望从另一方收到的下一个字节的序号 2、累积确认

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TCP序号和确认号

怎样设置TCP 超时？

  • 比RTT要长 ，但RTT是变化的
  • 太短：太早超时 ，不必要的重传
  • 太长：对报文段丢失反应太慢，消极

怎样估计RTT？

  • SampleRTT：测量从报文段发出到 收到确认的时间 如果有重传，忽略此次测量
  • SampleRTT会变化，因此估计的 RTT应该比较平滑 对几个最近的测量值求平均，而不是仅用当前的SampleRTT

EstimatedRTT = (1- a)EstimatedRTT + aSampleRTT

指数加权移动平均
过去样本的影响呈指数衰减
推荐值：a = 0.125

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设置超时

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TCP：可靠数据传输

TCP在IP不可靠服务的基础上建立了rdt

管道化的报文段 • GBN or SR

  • 累积确认（像GBN）
  • 单个重传定时器（像GBN）
  • 是否可以接受乱序的，没有规范

通过以下事件触发重传

超时（只重发那个最早的未确认段：SR）

重复的确认

• 例子：收到了ACK50,之后又收到3个ACK50

首先考虑简化的TCP发送方： 忽略重复的确认 忽略流量控制和拥塞控制

TCP发送方事件：

从应用层接收数据：

  • 用nextseq创建报文段
  • 序号nextseq为报文段首字节的字节流编号
  • 如果还没有运行，启动定时器

超时：

  • 重传后沿最老的报文段
  • 重新启动定时器

收到确认：

  • 如果是对尚未确认的报文段确认
  • 更新已被确认的报文序号
  • 如果当前还有未被确认的报文段，重新启动定时器 (发完，就关掉定时器)

TCP重传

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ACK丢失 过早超时 对顺序收到的最高字节确认

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产生TCP ACK的建议

接收方的事件 TCP接收方动作
所期望序号的报文段按序到达。 所有在期望序号之前的数据都已经被确认 延迟的ACK（提高效率，少发一个ACK）。对另一个按序报文段的到达最多等待500ms。如果下一个报文段在这个时间间隔内没有到达，则发送一个ACK。
有期望序号的报文段到达。 另一个按序报文段等待发送ACK 立即发送单个累积ACK，以确认两个按序报文段。
比期望序号大的报文段乱序到达。 检测出数据流中的间隔 立即发送重复的ACK，指明下一个期待字节的序号
能部分或完全填充接收数据间隔 的报文段到达 若该报文段起始于间隔（gap）的低端， 则立即发送ACK（给确认。反映下一段的需求）。

快速重传

超时周期往往太长：

在重传丢失报文段之前的延时太长

通过重复的ACK来检测报文段丢失

发送方通常连续发送大量报文段

如果报文段丢失，通常会引起多个重复的ACK

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如果发送方收到同一数据 的3个冗余ACK，重传最小序号的段：

快速重传：在定时器过时之前重发报文段

它假设跟在被确认的数据 后面的数据丢失了

• 第一个ACK是正常的；

• 收到第二个该段的ACK，表示接收方收到一个该段后的乱序段；

• 收到第3，4个该段的ack，表示接收方收到该段之后的2个 ，3个乱序段，段丢失了的可能性非常大

三重ACK接收后的快速重传

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TCP 流量控制

流量控制

接收方控制发送方，不让发送方发送的太多、太快以至于让接收方的缓冲区溢出

接收方在其向发送方的TCP段头部的rwnd字段“通告”其空闲buffer大小

  • RcvBuffer大小通过socket选项 设置 (典型默认大小为4096 字 节)
  • 很多操作系统自动调整 RcvBuffer

发送方限制未确认(“inflight”)字节的个数≤接收 方发送过来的 rwnd 值

保证接收方不会被淹没

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RcvWindow = 缓冲区空间 - 已经接收到未读取的空间

TCP连接管理

在正式交换数据之前，发送方和接收方握手建立通信关系:

同意建立连接（每一方都知道对方愿意建立连接）

同意连接参数

同意建立连接

  • 在网络中，2次握手建立连接总是可行吗？
  • 变化的延迟（连接请求的段没有丢，但可能超时）
  • 由于丢失造成的重传 (e.g. req_conn(x))
  • 报文乱序
  • 相互看不到对方

2次握手的失败场景：

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1、可能发送半连接（只在服务器维护了连接）
2、老的数据被当成新的数据接收了 seq x 和 x + 1

TCP 3次握手

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解决方案：变化的初始序号+双方确认对方的序号 (3次握手)

第一次：seq 第二次：ACK + seq 第三次：ACK

3次握手解决：半连接和接收老数据问题

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二次握手：可能发送半连接（只在服务器维护了连接）
三次握手：客户端在第三次握手拒绝连接请求 服务器二次握手后的连接请求

二次握手：老的数据被当成新的数据接收了
三次握手：未建立连接（无半连接），故将发来的数据丢掉

扔掉：连接不存在， 没建立起来；连接的序号不在当前连接的范围之内

若一个数据滞留时间足够长导致
在TCP第二次连接（两个三次握手后）到来，这个数据包大概率也会被丢弃，因为seq不一样，而seq又与时间有关

对三次握手的一点补充 TCP 为什么是三次握手，而不是两次或四次？

TCP: 关闭连接

  • 客户端，服务器分别关闭它自己这一侧的连接
    • 发送FIN bit = 1的TCP段
  • 一旦接收到FIN，用ACK回应
    • 接到FIN段，ACK可以和它自己发出的FIN段一起发送
  • 可以处理同时的FIN交换

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3.6 拥塞控制原理

拥塞:

  • 非正式的定义: “太多的数据需要网络传输，超过了网络的处理能力”
  • 与流量控制不同

拥塞的表现:

  • 分组丢失 (路由器缓冲区溢出)
  • 分组经历比较长的延迟(在路由器的队列中排队)
  • 网络中前10位的问题

拥塞的原因/代价: 场景1

巨大延迟

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拥塞的原因/代价: 场景2

  • 一个路由器，有限的缓冲
  • 分组丢失时，发送端重传
  • 应用层的输入=应用层输出: λ(in) = λ(out)
  • 传输层的输入包括重传: λ(in‘) >= λ(in)

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理想化: 发送端有完美的信息
发送端知道什么时候路由器的缓冲是可用的
只在缓冲可用时发送
不会丢失: λ(in‘’) = λ(in)

理想化: 掌握丢失信息分组可以丢失，在路由器由于缓冲器满而被丢弃 如果知道分组丢失了，发送方重传分组

现实情况: 重复分组可能丢失，由于缓冲器满而被丢弃 发送端最终超时，发送第2个拷贝，2个分组都被传出

现实情况: 重复分组可能丢失，由于缓冲器满而被丢弃 发送端最终超时，发送第2 个拷贝，2个分组都传到

拥塞的“代价”:

  1. 为了达到一个有效输出，网络需要做更多的工作（重传）
  2. 没有必要的重传，链路中包括了多个分组的拷贝
  3. 是那些没有丢失，经历的时间比较长（拥塞状态）但是超时的分组
  4. 降低了的“goodput”

输出比输入少原因：1）重传的丢失分组；2） 没有必要重传的重复分组

输出输入比降低，需要更多的输入包才能达到正常状态的输出包，其中发出了很多重复浪费的包

拥塞的原因/代价: 场景3

1、4个发送端

2、多重路径

3、超时／重传

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又一个拥塞的代价:
当分组丢失时，任何“关于这个分组的上游传输能力” 都被浪费了

拥塞控制方法

2种常用的拥塞控制方法:

端到端拥塞控制:

  • 没有来自网络的显式反馈
  • 端系统根据延迟和丢失事件推断是否有拥塞
  • TCP采用的方法

网络辅助的拥塞控制:

  • 路由器提供给端系统以反馈信息
  • 单个bit置位，显示有拥塞 (SNA, DECbit, TCP/IP ECN, ATM)
  • 显式提供发送端可以采用的速率

案例学习: ATM ABR 拥塞控制

ABR: available bit rate:

  • “弹性服务”
  • 如果发送端的路径“轻载 ” 发送方使用可用带宽
  • 如果发送方的路径拥塞了 发送方限制其发送的速度到一个 最小保障速率上

RM (资源管理) 信元:

  • 由发送端发送,在数据信元中间隔插入

  • RM信元中的比特被交换机设置 (“网络辅助”) 有无拥塞

  • NI bit: no increase in rate (轻微拥塞)速率不要增加了

  • CI bit: congestion indication 拥塞指示

  • 发送端发送的RM 信元被接收端返回, 接收端不做任何改变

  • 在RM信元中的2个字节 ER (explicit rate)字段多大带宽

  • 拥塞的交换机可能会降低信元中ER的值

  • 发送端发送速度因此是最低的可支持速率(交换机)

  • 数据信元中的EFCI bit: 被拥塞的交换机设置成1

  • 如果在管理信元RM前面的数据信元EFCI被设置成了1, 接收端在返回的RM信元中设置CI bit

总结：网络提供一些信息，包括一些标志位的置位以及字段 (为两主机间的通信提供多大的带宽)

3.7 TCP 拥塞控制

TCP 拥塞控制：机制

端到端的拥塞控制机制

  • 路由器不向主机有关拥塞的反馈信息

  • 路由器的负担较轻

  • 符合网络核心简单的 TCP/IP架构原则

  • 端系统根据自身得到的信息 ，判断是否发生拥塞，从而采取动作

拥塞控制的几个问题

  1. 如何检测拥塞
  2. 轻微拥塞
  3. 拥塞
  4. 控制策略
  5. 在拥塞发送时如何动作，降低速率
  6. 轻微拥塞，如何降低
  7. 拥塞时，如何降低
  8. 在拥塞缓解时如何动作，增加速率

TCP 拥塞控制：拥塞感知

发送端如何探测到拥塞?

  1. 某个段超时了（丢失事件 ）：拥塞

    超时时间到，某个段的确认没有来

    原因1：网络拥塞（某个路由器缓冲区没空间了，被丢弃）概率大

    原因2：出错被丢弃了（各级错误，没有通过校验，被丢弃）概率小

    一旦超时，就认为拥塞了，有一定误判，但是总体控制方向是对的

  2. 有关某个段的3次重复ACK：轻微拥塞

    段的第1个ack，正常，确认绿段，期待红段

    段的第2个重复ack，意味着红段的后一段收到了，蓝段乱序到达

    段的第2、3、4个ack重复，意味着红段的后第2、3、4个段收到了 ，橙段乱序到达，同时红段丢失的可能性很大（后面3个段都到了， 红段都没到）

    网络这时还能够进行一定程度的传输，拥塞但情况要比第一种好

TCP 拥塞控制：速率控制方法

如何控制发送端发送的速率

维持一个拥塞窗口的值：CongWin (主要手段)

发送端限制 已发送但是未确认 的数据量（的上限）: LastByteSent-LastByteAcked <= CongWin

从而粗略地控制发送方的往网络中注入的速率

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  • 如何控制发送端发送的速率
    • CongWin是动态的，是感知到的网络拥塞程度的函数
  • 超时或者3个重复ack，CongWin↓（下降）
    • 超时时：CongWin降为1MSS，进入SS阶段然后再倍增到 CongWin(原) / 2（每个RTT），从而进入CA阶段
    • 3个重复ack ：CongWin降为CongWin/2,CA阶段
  • 否则（正常收到Ack，没有发送以上情况）：CongWin跃跃欲试↑ （上升）
    • SS阶段：加倍增加(每个RTT)
    • CA阶段：线性增加(每个RTT)

TCP拥塞控制和流量控制的联合动作

联合控制的方法:

  • 发送端控制发送但是未确认的量同时也不能够超过接收 窗口，满足流量控制要求
  • SendWin=min{CongWin, RecvWin}
  • 同时满足 拥塞控制和流量控制要求

拥塞控制策略

  • 慢启动
  • AIMD：线性增、乘性减少
  • 超时事件后的保守策略

TCP 慢启动

连接刚建立, CongWin = 1 MSS

  • 如: MSS = 1460bytes & RTT = 200 msec  初始速率 = 58.4kbps

可用带宽可能>> MSS/RTT

  • 应该尽快加速，到达希望的速率

当连接开始时，指数性增加发送速率，直到发生丢失的事件

  • 1、启动初值很低 2、但是速度很快

当连接开始时，指数性增加（每个RTT）发送速率 直到发生丢失事件

  • 每一个RTT， CongWin加倍
  • 每收到一个ACK时， CongWin加1（why）
  • 慢启动阶段：只要不超时或 3个重复ack，一个RTT， CongWin加倍

总结: 初始速率很慢，但是加速却是指数性的。指数增加，SS时间很短，长期来看可以忽略

TCP 拥塞控制：AIMD

  • 乘性减: 丢失事件后将CongWin降为1(ss阶段通常可忽略，故相当于直接减少到 CongWin/2 )，将CongWin/2作为阈值，进入慢启动阶段（倍增直到 CongWin/2）

  • 加性增： 当 CongWin >阈值时，一个 RTT 如没有发生丢失事件，将 CongWin 加1MSS : 探测

当收到3个重复的ACKs:

  • CongWin 减半
  • 窗口（缓冲区大小）之后线性增长

当超时事件发生时:

  • CongWin被设置成 1 MSS，进入SS阶段
  • 之后窗口指数增长
  • 增长到一个阈值（上次发 生拥塞的窗口的一半）时 ，再线性增加

总结: TCP拥塞控制

出现丢失，Threshold设置成 CongWin的1/2

  • 当CongWin＜Threshold, 发送端处于慢启动阶段（ slow-start）, 窗口指数性增长.
  • 当CongWin > Threshold, 发送端处于拥塞避免阶段 （congestion-avoidance）, 窗口线性增长.
  • 当收到三个重复的ACKs (triple duplicate ACK), Threshold设置成 CongWin/2， CongWin=Threshold+3.
  • 当超时事件发生时timeout, Threshold=CongWin/2 CongWin=1 MSS，进入SS阶段

TCP 发送端拥塞控制

状态转换

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TCP 吞吐量

TCP的平均吞吐量是多少，使用窗口window尺寸W和RTT来描述?
忽略慢启动阶段，假设发送端总有数据传输

W：发生丢失事件时的窗口尺寸（单位：字节）
平均窗口尺寸（#in-flight字节）：3/4W
平均吞吐量：一个RTT时间吞吐3/4W， avg TCP thruput = 3/4 * (W/RTT) bytes/sec

TCP 公平性

公平性目标: 如果 K个TCP会话分享一个链路带宽为R的 瓶颈，每一个会话的有效带宽为 R/K

2个竞争的TCP会话:
加性增加，斜率为1, 吞吐量增加
乘性减，吞吐量比例减少

往返延迟相同时，TCP会话竞争的最终，双方的 有效的带宽 将收敛到 链路带宽 的一半。
所以相互竞争时 应用建立的TCP会话越多，占有带宽一般越大。

公平性和 UDP

  • 多媒体应用通常不是用 TCP
  • 应用发送的数据速率希望 不受拥塞控制的节制
  • 使用UDP: 音视频应用泵出数据的速率是恒定的, 忽略数据的丢失
  • 研究领域: TCP 友好性

公平性和并行TCP连接

  • 2个主机间可以打开多个并行的TCP连接

  • Web浏览器

  • 例如: 带宽为R的链路支持了 9个连接;

    • 如果新的应用要求建1个TCP连接,获得带宽R/10
    • 如果新的应用要求建11个TCP连接,获得带宽R/2

网络层：数据平面

4.1 导论

  1. 数据平面
  2. 控制平面

网络层服务

  • 在发送主机和接收主机对之间传送段（segment）
  • 在发送端将段封装到数据报中
  • 在接收端，将段上交给传输层 实体
  • 网络层协议存在于每一个主机和路由器
  • 路由器检查每一个经过它的IP数据报的头部

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网络层的关键功能

网络层功能：

  • 转发: 将分组从路由器的输入接口转发到合适的输出接口
  • 路由: 使用路由算法来决定分组从发送主机到目标接收主机的路径
    • 路由选择算法
    • 路由选择协议

旅行的类比：

  • 转发: 通过单个路口的过程 —— 数据平面
  • 路由: 从源到目的的路由路径规划过程 —— 控制平面

网络层：数据平面、控制平面

  • 数据平面
    • 本地，每个路由器功能
    • 决定从路由器输入端口到达的分组如何转发到输出端口
    • 转发功能：
      • 传统方式：基于目标 地址+转发表
      • SDN方式：基于多个字段+流表
  • 控制平面
    • 网络范围内的逻辑
    • 决定数据报如何在路由器之间 路由，决定数据报从源到目标主机之间的端到端路径
    • 2个控制平面方法:
      • 传统的路由算法: 在路由器中被实现 —— 功能单一：根据目标的IP地址进行转发
      • software-defined networking (SDN): 在远程的服务器中实现
        软件定义网 —— 匹配很多字段，功能更多：泛洪、转发、修改字段

传统方式：每-路由器(Per-router)控制平面

在每一个路由器中的单独路由器算法元件，在控制平面进行交互
紧耦合，难以修改

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SDN方式：逻辑集中的控制平面

一个不同的（通常是远程的）控制器与本地控制代理（CAs） 交互
网络操作系统运行在集中的控制器上

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网络服务模型

Q: 从发送方主机到接收方主机传输数据报的“通道” ，网络提供什么样的服务模型？

  • 对于单个数据报的服务:
    • 可靠传送
    • 延迟保证，如：少于 40ms的延迟
  • 对于数据报流的服务:
    • 保序数据报传送
    • 保证流的最小带宽
    • 分组之间的延迟差

连接建立

在某些网络架构中是第三个重要的功能
ATM, frame relay, X.25

在分组传输之前，在两个主机之间，在通过一些 路由器所构成的路径上建立一个网络层连接
涉及到路由器

网络层和传输层连接服务区别:
网络层: 在2个主机之间，涉及到路径上的一些路由器 —— 有连接
传输层: 在2个进程之间，很可能只体现在端系统上 (TCP连接) —— 面向连接

一些网络层服务模型

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4.2 路由器组成

路由器结构概况 (传统)

高层面(非常简化的)通用路由器体系架构

  • 路由：运行路由选择算法/协议 (RIP, OSPF, BGP) - 生成 路由表
  • 转发：从输入到输出链路交换数据报 - 根据路由表进行分组的转发

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输入端口功能

输入端口有个队列

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输入端口缓存

  • 当交换机构的速率小于输入端口的汇聚速率时， 在输入端口可能要排队
    • 排队延迟以及由于输入缓存溢出造成丢失!
  • Head-of-the-Line (HOL) blocking: 排在队头的数据报 阻止了队列中其他数据报向前移动

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交换结构

  • 将分组从输入缓冲区传输到合适的输出端口
  • 交换速率：分组可以按照该速率从输入传输到输 出
  • 运行速度经常是输入/输出链路速率的若干倍
  • N 个输入端口：交换机构的交换速度是输入线路速度的N倍比较理 想，才不会成为瓶颈

3种典型的交换机构

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通过内存交换

第一代路由器:

  • 在CPU直接控制下的交换，采用传统的计算机
  • 分组被拷贝到系统内存，CPU从分组的头部提取出目标地址，查找转发表，找到对应的输出端口，拷贝到输出端口
  • 转发速率被内存的带宽限制(数据报通过BUS两遍)
  • 一次只能转发一个分组

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通过总线交换

  • 数据报通过共享总线，从输入端
    • 转发到输出端口
  • 总线竞争: 交换速度受限于总线带宽
  • 1次处理一个分组
  • 1 Gbps bus, Cisco 1900； 32 Gbps bus, Cisco 5600；
    对于接 入或企业级路由器，速度足够（ 但不适合区域或骨干网络）

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通过互联网络(crossbar等)的交换

同时并发转发多个分组，克服总线带宽限制

  • Banyan(榕树〉网络，crossbar(纵横)和其它的互联网络被开发，将多个处理器连接成多处理器
  • 当分组从端口A到达，转给端口Y;控制器短接相应的两个总线
  • 高级设计:将数据报分片为固定长度的信元，通过交换网络交换
  • Cisco12000:以60Gbps的交换速率通过互联网络

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输出端口

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  • 当数据报从交换机构的到达速度比传输速率快 就需要输出端口缓存

  • 由调度规则选择排队的数据报进行传输

  • 优先权调度-谁会获得最优性能， 网络中立？

输出端口排队

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  • 假设交换速率Rswitch是Rline的N倍（N：输入端口的数量）
  • 当多个输入端口同时向输出端口发送时，缓冲该分组（当通 过交换网络到达的速率超过输出速率则缓存）
  • 排队带来延迟，由于输出端口缓存溢出则丢弃数据报！

需要多少缓存?

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调度机制

调度: 选择下一个要通过链路传输的分组

  • FIFO (first in first out) scheduling: 按照分组到来的次序发送
    • 现实例子?
    • 丢弃策略: 如果分组到达一个满的队列，哪个分组将会被抛弃?
      • tail drop: 丢弃刚到达的分组
      • priority: 根据优先权丢失/移除分组
      • random: 随机地丢弃/移除

调度策略：优先权

优先权调度：发送最高优先权的分组

  • 多类，不同类别有不同的优先权
    • 类别可能依赖于标记或者其他的头部字段, e.g. IP source/dest, port numbers, ds，etc.
    • 先传高优先级的队列中的分组，除非没有
    • 高(低)优先权中的分组传输次序：FIFO
    • 现实生活中的例子?

有红的不传绿的

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调度策略：其他的

Round Robin (RR) scheduling:
多类
循环扫描不同类型的队列, 发送完一类的一个分组 ，再发送下一个类的一个分组，循环所有类
现实例子?

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Weighted Fair Queuing (WFQ):
一般化的Round Robin
在一段时间内，每个队列得到的服务时间是： Wi /(XIGMA(Wi )) *t ，和权重成正比
每个类在每一个循环中获得不同权重的服务量
现实例子

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4.3 IP: Internet Protocol

互联网的网络层
主机,路由器中的网络层功能：

IP协议主要实现的是数据平面的转发功能

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IP 数据报格式

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、

16-bit identifier flgs fragment offset —— 分片/重组使用

IP 分片和重组(Fragmentation & Reassembly)

  • 网络链路有MTU (最大传输单元) –链路层帧所携带的最大数据长度
    • 不同的链路类型—— Access链路、Trunk链路、
    • 不同的MTU
  • 大的IP数据报在网络上被分片 (“fragmented”)
    • 一个数据报被分割成若干个小 的数据报
      • 相同的ID
      • 不同的偏移量
      • 最后一个分片标记为0
    • “重组”只在最终的目标主机进行
    • IP头部的信息被用于标识，排序相关分片

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flagflag —— 标识后面还有没有

IP 编址: 引论

  • IP 地址: 32位标示，对 主机或者路由器的接口编址
  • 接口: 主机/路由器和物 理链路的连接处
    • 路由器通常拥有多个接口
    • 主机也有可能有多个接口
    • IP地址和每一个接口关联
  • 一个IP地址和一个接口相关联

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子网(Subnets)

  • IP地址:
    • 子网部分(高位bits)
    • 主机部分(低位bits)
  • 什么是子网(subnet) ?
    • 一个子网内的节点（主 机或者路由器）它们的 IP地址的高位部分相同 ，这些节点构成的网络的一部分叫做子网
    • 无需路由器介入，子网内各主机可以在物理上相互直接到达 —— 只需要交换机即可，一跳可达

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长途链路 —— 点到点的形式 中国到日本的链路
计算机局域网 —— 多点连接的方式

方法：

  1. 要判断一个子网, 将每一个接口从主机或者路由 器上分开,构成了一个个网络的孤岛
  2. 每一个孤岛（网络）都 是一个都可以被称之为 subnet.

子网掩码：11111111 11111111 11111111 00000000
Subnet mask: /24

IP 地址分类(见科普内容，IP分类是比较有趣的部分)

  1. Class A：126 networks ，16 million hosts

  2. Class B：16382networks ，64 K hosts

  3. Class C：2 million networks ，254 host

  4. Class D：multicast

  5. Class E：reserved for future

全0全1不用

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特殊IP地址

  • 一些约定：
    • 子网部分: 全为 0—本网络 127 Loopback —— 回路地址
    • 主机部分: 全为0—本主机
    • 主机部分: 全为1–广播地址，这个网络的所有主机
    • 全为1——在本地网络广播
  • 特殊IP地址

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内网(专用)IP地址

  • 专用地址：地址空间的一部份供专用地址使用
  • 永远不会被当做公用地址来分配, 不会与公用地址重复
    • 只在局部网络中有意义，区分不同的设备
  • 路由器不对目标地址是专用地址的分组进行转发
  • 专用地址范围
    • Class A 10.0.0.0-10.255.255.255 MASK 255.0.0.0
    • Class B 172.16.0.0-172.31.255.255 MASK 255.255.0.0
    • Class C 192.168.0.0-192.168.255.255 MASK 255.255.255.0

IP 编址: CIDR

CIDR: Classless InterDomain Routing （无类域间路由）

  • 子网部分可以在任意的位置
  • 地址格式: a.b.c.d/x, 其中 x 是 地址中子网号的长度

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子网掩码(subnet mask)

  • 32bits ,0 or 1 in each bito
    • 1: bit位置表示子网部分
    • 0:bit位置表示主机部分
  • 原始的A、B、C类网络的子网掩码分别是
    • A:255.0.0.0 : 11111111 00000000 00000000 00000000
    • B:255,255.0.0:11111111 11111111 0000000 00000000
    • C:255,255,255.0:11111111 11111111 11111111 00000000
  • CIDR下的子网掩码例子:
    • 1111111111111111 11111100 0o0000oo
  • 另外的一种表示子网掩码的表达方式
    • /#
    • 例:/22:表示前面22个bit为子网部分

转发表和转发算法

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  • 获得IP数据报的目标地址
  • 对于转发表中的每一个表项
    • 如 (IP Des addr) & (mask)== destination, 则按照表项 对应的接口转发该数据报
    • 如果都没有找到,则使用默认表项转发数据报

如何获得一个IP地址 主机

Q: 主机如何获得一个IP地址?

  • 系统管理员将地址配置在一个文件中
    • Wintel: control-panel->network- >configuration->tcp/ip->properties
    • UNIX: /etc/rc.config
  • DHCP: Dynamic Host Configuration Protocol: 从服务器中动态获得一个IP地址
    • “plug-and-play

DHCP: Dynamic Host Configuration Protocol

  • 目标:允许主机在加入网络的时候，动态地从服务器那里获得IP地址:
    • 可以更新对主机在用IP地址的租用期-租期快到了
    • 重新启动时，允许重新使用以前用过的IP地址
    • 支持移动用户加入到该网络（短期在网）
  • DHCP工作概况:
    • 主机广播“DHCP discover”报文[可选]
    • DHCP服务器用“DHCP offer”提供报文响应[可选]
    • 主机请求IP地址:发送“DHCP request”报文
    • DHCP服务器发送地址:“DHCP ack”报文

DHCP client-server scenario

第二次是因为可能有多个DHCP 服务器，要确认用哪一个

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DHCP: 不仅仅是IP addresses

DHCP 返回:

  • IP 地址
  • 第一跳路由器的IP地址（默认网关）
  • DNS服务器的域名和IP地址
  • 子网掩码 (指示地址部分的网络号和主机号)

DHCP: 实例

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第一次握手

联网笔记本需要获取自己的IP地址，第一跳路由器地址和DNS服务器:采用DHCP协议
DHCP请求被封装在UDP段中,封装在IP数据报中，封装在以太网的帧中
以太网帧在局域网范围内广播(dest: FFFFFFFFFFFF)
被运行DHCP服务的路由器收到
以太网帧解封装成IP，IP解封装成UDP，解封装成DHCP

DHCP服务器生成DHCP ACK,包含客户端的IP地址，第一跳路由器的IP地址和DNS域名服务器的IP地址
DHCP服务器封装的报文所在的帧转发到客户端，在客户端解封装成DHCP报文
客户端知道它自己的IP地址，DNS服务器的名字和IP地址，第一跳路由器的IP地址

第二次握手 略

如何获得一个IP地址 机构

Q: 如何获得一个网络的子网部分?
A: 从ISP获得地址块中分配一个小地址块

ISP’s block 11001000 00010111 00010000 00000000 200.23.16.0/20
Organization 0 11001000 00010111 00010000 00000000 200.23.16.0/23
Organization 1 11001000 00010111 00010010 00000000 200.23.18.0/23
Organization 2 11001000 00010111 00010100 00000000 200.23.20.0/23
… …… …. ….
Organization 7 11001000 00010111 00011110 00000000 200.23.30.0/23

层次编址: 路由聚集（route aggregation） 聚集

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层次编址: 特殊路由信息(more specific routes)

匹配冲突时候，采取的是最长前缀匹配

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IP 编址: 如何获得一块地址 ISP

Q: 一个ISP如何获得一个地址块?
A: ICANN: Internet Corporation for Assigned Names and Numbers

  • 分配地址
  • 管理DNS
  • 分配域名，解决冲突

NAT: Network Address Translation 网络地址转换(内网)

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  • 动机: 本地网络只有一个有效IP地址: 分配更多地址
    • 不需要从ISP分配一块地址，可用一个IP地址用于所有的（局域网）设备–省钱
    • 可以在局域网改变设备的地址情况下而无须通知 外界
    • 可以改变ISP（地址变化）而不需要改变内部的 设备地址
    • 局域网内部的设备没有明确的地址，对外是不可 见的–安全

实现: NAT 路由器必须:

  • 外出数据包：替换源地址和端口号为NAT IP地址 和新的端口号，
    目标IP和端口不变 …远端的C/S将会用NAP IP地址，新端口号作为目标地址
  • 记住每个转换替换对（在NAT转换表中）
    … 源IP，端口 vs NAP IP ，新端口
  • 进入数据包：替换目标IP地址和端口号，
    采用存储在NAT表中的mapping表项，用（源IP，端口）

实际上就是用外网的某个IP代替内网里面的网络号，
出去的时候替换 原来IP 和 端口号
进来的时候替换 目标IP 和 端口号

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NAT 穿越问题（略）

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  • 客户端需要连接地址为 10.0.0.1的服务器

    • 服务器地址10.0.0.1 LAN本地地址 (客户端不能够使用其作为目标地址)
    • 整网只有一个外部可见地址: 138.76.29.7

  • 方案1: 静态配置NAT：转发 进来的对服务器特定端口连接 请求

    • e.g., (123.76.29.7, port 2500) 总是转发到10.0.0.1 port 25000

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  • 方案2: Universal Plug and Play (UPnP) Internet Gateway Device (IGD) 协议. 允许 NATted主机可以: 动态分配端口

    •  获知网络的公共 IP地址 (138.76.29.7)
    •  列举存在的端口映射
    •  增/删端口映射 (在租用时间内 )

  • i.e., 自动化静态NAT端口映射配 置

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  • 方案 3: 中继 (used in Skype)
    •  NAT后面的服务器建立和中继的连接
    •  外部的客户端链接到中继
    •  中继在2个连接之间桥接

IPv6

IPv6：动机

  • 初始动机: 32-bit地址空间将会被很快用完
  • 另外的动机:
    • 头部格式改变帮助加速处理和转发 、
      • TTL-1
      • 头部checksum
      • 分片
    • 头部格式改变帮助QoS

IPv6 数据报格式:

  • 固定的40 字节头部
  • 数据报传输过程中，不允许分片

IPv6 头部 (Cont)

Priority: 标示流中数据报的优先级
Flow Label: 标示数据报在一个“flow.” ( “flow”的概念没有被严格的定义)
Next header: 标示上层协议

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和IPv4的其它变化

  • Checksum: 被移除掉，降低在每一段中的处理 速度
  • Options: 允许，但是在头部之外, 被 “Next Header” 字段标示
  • ICMPv6: ICMP的新版本
    • 附加了报文类型, e.g. “Packet Too Big”
    • 多播组管理功能

从IPv4到IPv6的平移

  • 不是所有的路由器都能够同时升级的
    • 没有一个标记日 “flag days”
    • 在IPv4和IPv6路由器混合时，网络如何运转?
  • 隧道: 在IPv4路由器之间传输的IPv4数据报中携 带IPv6数据报

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隧道(Tunneling， VPN可由此延伸嗷)

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IPv6: 应用

  • Google: 8% 的客户通过IPv6访问谷歌服务
  • NIST: 全美国1/3的政府域支持IPv6
  • 估计还需要很长时间进行部署
    • 20年以上!
    • 看看过去20年来应用层面的变化: WWW, Facebook, streaming media, Skype, …
    • 为什么?

4.4 通用转发和SDN

网络层功能为例的数据平面和控制平面

网络层功能：

  • 转发: 对于从某个端口到来的分组转发到合适的输出端口
  • 路由: 决定分组从源端到目标端的路径
    • 路由算法

类比: 旅行

  • 转发: 一个多岔路口的进入和转出过程
  • 路由: 规划从源到目标的旅行路径

数据平面 细节

  • 本地的、每个路由器的功能
  • 决定某个从某个端口进入的分组从从哪个端口输出
  • 转发功能

控制平面 整体

  • 网络范围的逻辑
  • 决定分组端到端穿行于各个路由器的路径

每个路由器(Per Route)的控制平面 (传统)

每个路由器上都有实现路由算法元件（它们之间需要相互交互）- 形成传统IP实现方式的控制平面

控制平面式分布式的，由各个路由器的各自完成，难于管理

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数量众多、功能各异的中间盒

  • 路由器的网络层功能：
    • IP转发：对于到来的分组按照路由表决定如何转发，数据平面
    • 路由：决定路径，计算路由表；处在控制平面
  • 还有其他种类繁多网络设备(中间盒)：
    • 交换机；防火墙；NAT；IDS；负载均衡设备
    • 未来：不断增加的需求和相应的网络设备
    • 需要不同的设备去实现不同的网络功能
      • 每台设备集成了控制平面和数据平面的功能
      • 控制平面分布式地实现了各种控制平面功能
      • 升级和部署网络设备非常困难

网络设备控制平面的实现方式特点

  • 互联网网络设备：传统方式都是通过分布式，每台设备的方法来实现数据平面和控制平面功能
    • 垂直集成：每台路由器或其他网络设备，包括：
      • 1）硬件、在私有的操作系统；
      • 2）互联网标准协议(IP, RIP, IS-IS, OSPF, BGP)的私有实现
      • 从上到下都由一个厂商提供（代价大、被设备商“绑架“）
    • 每个设备都实现了数据平面和控制平面的事情
      • 控制平面的功能是分布式实现的
    • 设备基本上只能（分布式升级困难）按照固定方式工作， 控制逻辑固化。不同的网络功能需要不同的 “middleboxes”：防火墙、负载均衡设备、NAT boxes, .
  • （数据+控制平面）集成>（控制逻辑）分布->固化
    • 代价大；升级困难；管理困难等

传统方式实现网络功能的问题

  • 问题：
    • 垂直集成>昂贵、不便于创新的生态
    • 分布式、固化设备功能 == 网络设备种类繁多
      • 无法改变路由等工作逻辑，无法实现流量工程等高级特性
      • 配置错误影响全网运行；升级和维护会涉及到全网设备：管理困难
      • 要增加新的网络功能，需要设计、实现以及部署新的 特定设备，设备种类繁多
  • ~2005: 开始重新思考网络控制平面的处理方式
    • 集中：远程的控制器集中实现控制逻辑
    • 远程：数据平面和控制平面的分离

SDN：逻辑上集中的控制平面 (新)

一个不同的（通常是远程）控制器和CA交互，控制器决定分组 转发的逻辑（可编程），CA所在设备执行逻辑。

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SDN的主要思路

  • 网络设备数据平面和控制平面分离
  • 数据平面-分组交换机
    • 将路由器、交换机和目前大多数网络设备的功能进一步抽 象成：按照流表（由控制平面设置的控制逻辑）进行PDU (帧、分组)的动作(包括转发、丢弃、拷贝、泛洪、阻塞）
    • 统一化设备功能：SDN交换机(分组交换机)，执行控制逻辑
  • 控制平面-控制器+网络应用
    • 分离、集中
    • 计算和下发控制逻辑：流表

SDN控制平面和数据平面分离的优势

  • 水平集成控制平面的开放实现(而非私有实现)，创造出好的产业生态，促进发展

    • 分组交换机、控制器和各种控制逻辑网络应用app可由不同厂商生产，专业化，引入竞争形成良好生态

  • 集中式实现控制逻辑，网络管理容易：

    • 集中式控制器了解网络状况，编程简单，传统方式困难
    • 避免路由器的误配置

  • 基于流表的匹配+行动的工作方式允许“可编程的”分组交换机

    • 实现流量工程等高级特性
    • 在此框架下实现各种新型（未来）的网络设备

类比: 主框架到PC的演变

要买硬件 就要买操作系统 就要买专用的软件

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流量工程: 传统路由比较困难

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Q: 网管如果需要u到z的流量走uvwz,x到z的流量走xwyz，怎么办？

A: 需要定义链路的代价，流量路由算法以此运算（ IP路由面向目标，无法操作） (或者需要新的路由算法)!

链路权重只是控制旋钮，错！

流量工程：困难

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Q: 如果网管需要将u到z的流量分成2路：uvwz 和uxyz ( 负载均衡)，怎么办?（IP路由面向目标）

A: 无法完成(在原有体系下只有使用新的路由选择算法 ，而在全网部署新的路由算法是个大的事情)

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Q:如果需要w对蓝色的和红色的流量采用不同的路由，怎么办？

A: 无法操作 (基于目标的转发，采用LS, DV 路由)

SDN特点

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SDN 架构

SDN 架构: 数据平面交换机

数据平面交换机

  • 快速，简单，商业化交换设备 采用硬件实现通用转发功能
  • 流表被控制器计算和安装
  • 基于南向API（例如OpenFlow ），SDN控制器访问基于流的交换机
    • 定义了哪些可以被控制哪些不能
  • 也定义了和控制器的协议 (e.g., OpenFlow)

SDN 架构: SDN控制器

SDN 控制器(网络OS):

  • 维护网络状态信息
  • 通过上面的北向API和网络 控制应用交互 向上
  • 通过下面的南向API和网络 交换机交互 向下
  • 逻辑上集中，但是在实现上通常由于性能、可扩展性、 容错性以及鲁棒性采用分布式方法

SDN 架构: 控制应用

网络控制应用:

  • 控制的大脑： 采用下层提供 的服务（SDN控制器提供的 API)，实现网络功能
    • 路由器 交换机
    • 接入控制 防火墙
    • 负载均衡
    • 其他功能
  • 非绑定：可以被第三方提供 ，与控制器厂商以通常上不 同，与分组交换机厂商也可 以不同

通用转发和SDN

每个路由器包含一个流表（被逻辑上集中的控制器计算和分发）

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OpenFlow协议

通用flow-bascd基于流的匹配+行动(c.g,DpcnFlow)

OpenFlow，一种网络通信协议，属于数据链路层，能够控制网上交换器或路由器的转发平面（forwarding plane），借此改变网络数据包所走的网络路径。

OpenFlow能够启动远程的控制器，经由网络交换器，决定网络数据包要由何种路径通过网络交换机。这个协议的发明者，将它当成软件定义网络（Software-defined networking）的启动器。

OpenFlow允许从远程控制网络交换器的数据包转送表，透过新增、修改与移除数据包控制规则与行动，来改变数据包转送的路径。比起用访问控制表(ACLs) 和路由协议，允许更复杂的流量管理。同时，OpenFlow允许不同供应商用一个简单，开源的协议去远程管理交换机（通常提供专有的接口和描述语言）。

OpenFlow协议用来描述控制器和交换机之间交互所用信息的标准，以及控制器和交换机的接口标准。协议的核心部分是用于OpenFlow协议信息结构的集合。

OpenFlow协议支持三种信息类型：Controller-to-Switch，Asynchronous和Symmetric，每一个类型都有多个子类型。Controller-to-Switch信息由控制器发起并且直接用于检测交换机的状态。Asynchronous信息由交换机发起并通常用于更新控制器的网络事件和改变交换机的状态。Symmetric信息可以在没有请求的情况下由控制器或交换机发起。

OpenFlow 数据平面抽象

  • 流: 由分组（帧）头部字段所定义
  • 通用转发: 简单的分组处理规则
    • 模式: 将分组头部字段和流表进行匹配
    • 行动：对于匹配上的分组，可以是丢弃、转发、修改、 将匹配的分组发送给控制器
    • 优先权Priority: 几个模式匹配了，优先采用哪个，消除歧 义
    • 计数器Counters: #bytes 以及 #packets

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OpenFlow: 流表的表项结构

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例子 基于目标的转发

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OpenFlow 抽象

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OpenFlow 例子

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问题: 转发表(基于目标的转发)和 流表（通用转发）是如何计算出 来的？ 答案: 通过控制平面(下一章)

网络层：控制平面

5.1 导论

网络层功能

回顾:2个网络层功能:

  • 转发:将分组从路由器的一数据平面
    个输入端口移到合适的输出端口
  • 路由:确定分组从源到目标控制平面的路径

2种构建网络控制平面功能的方法:

  • 每个路由器控制功能实现（传统)
  • 逻辑上集中的控制功能实现(software defined networking)

传统方式：每-路由器(Per-router)控制平面

在每一个路由器中的单独路由器算法元件，在控制平面进行 交互

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SDN方式：逻辑上集中的控制平面

一个不同的（通常是远程的）控制器与本地控制代理（CAs） 交互.

上发状态，下发流表

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5.2 路由选择算法

  • link state
  • distance vector

路由(route)的概念

  • 路由:按照某种指标(传输延迟,所经过的站点数目等)找到一条从源节点到目标节点的较好路径
    • 较好路径: 按照某种指标较小的路径
    • 指标:站数, 延迟,费用,队列长度等, 或者是一些单纯指标的加权平均
    • 采用什么样的指标,表示网络使用者希望网络在什么方面表现突出,什么指标网络使用者比较重视
  • 以网络为单位进行路由（路由信息通告+路由计算） 一个子网 一个子网 进行路由
    • 网络为单位进行路由，路由信息传输、计算和匹配的代价低
    • 前提条件是：一个网络所有节点地址前缀相同，且物理上聚集
    • 路由就是：计算网络 到其他网络如何走的问题
  • 网络到网络的路由= 路由器-路由器之间路由
    • 网络对应的路由器 到 其他网络对应的路由器的路由
    • 在一个网络中：路由器-主机之间的通信，链路层解决
  • 到了这个路由器就是到了这个网络

网络的图抽象

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N = 路由器集合 = { u, v, w, x, y, z }
E = 链路集合 ={ (u,v), (u,x), (v,x), (v,w), (x,w), (x,y), (w,y), (w,z), (y,z) } 边有代价

图抽象：边和路径的代价

• c(x,x’) = 链路的代价 (x,x’) - e.g., c(w,z) = 5
•代价可能总为１
•或是 链路带宽的倒数
•或是 拥塞情况的倒数

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路由的输入：拓扑、边的代价、源节点
输出的输出：源节点的汇集树

最优化原则(optimality principle)

  • 汇集树(sink tree) —— Dijkstra算法、Bellman-Ford算法
    • 此节点到所有其它节点的最优路径形成的树 (源节点) 到源节点的最短距离
    • 路由选择算法就是为所有路由器找到并使用汇集树

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路由的原则

路由选择算法的原则

  • 正确性(correctness):算法必须是正确的和完整的,使分组一站一站接力，正确发向目标站；完整：目标所有的站地址，在路由表中都能找到相应的表项；没有处理不了的目标站地址；
  • 简单性(simplicity):算法在计算机上应简单：最优但复杂的算法，时间上延迟很大，不实用，不应为了获取路由 信息增加很多的通信量；
  • 健壮性(robustness):算法应能适应通信量和网络拓扑的 变化：通信量变化，网络拓扑的变化算法能很快适应； 不向很拥挤的链路发数据，不向断了的链路发送数据；
  • 稳定性(stability)：产生的路由不应该摇摆
  • 公平性(fairness)：对每一个站点都公平
  • 最优性(optimality)：某一个指标的最优，时间上，费用上，等指标，或综合指标；实际上，获取最优的结果代价较高，可以是次优的

路由算法分类

全局或者局部路由信息?

全局:
所有的路由器拥有完整的拓和边的代价的信息
“link state” 算法

分布式:
路由器只知道与它有物理连接关系的邻居路由器，和到相应邻居路由器的代价值
叠代地与邻居交换路由信息、 计算路由信息
“distance vector” 算法

静态或者动态的?

  • 静态:
    路由随时间变化缓慢
    非自适应算法(non-adaptive algorithm)： 不能适应网络拓扑和通信量的变化,路由表是事先计算好的
  • 动态:
    路由变化很快
    周期性更新
    根据链路代价的变化而变化
  • 自适应路由选择(adaptive algorithm)：能适应网络拓扑和通信量的变化 —— 网络拓扑状态和边的代价状态

LS路由的工作过程

配置LS路由选择算法的路由工作过程

  • 各点通过各种渠道获得整个网络拓扑, 网络中所有链路代价等信息（这部分和算法没关系，属于协议和实现）
  • 使用LS路由算法,计算本站点到其它站点的最优路径(汇集树),得到路由表
  • 按照此路由表转发分组(datagram方式)
    • 严格意义上说不是路由的一个步骤
    • 分发到输入端口的网络层

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LS路由的基本工作过程

  1. 发现相邻节点,获知对方网络地址
  2. 测量到相邻节点的代价(延迟,开销)
  3. 组装一个LS分组,描述它到相邻节点的代价情况
  4. 将分组通过扩散的方法发到所有其它路由器 以上4步让每个路由器获得拓扑和边代价
  5. 通过Dijkstra算法找出最短路径（这才是路由算法）
    1. 每个节点独立算出来到其他节点（路由器=网络）的最短路径
    2. 迭代算法：第k步能够知道本节点到k个其他节点的最 短路径

200. 岛屿数量 —— 类似泛洪 FloodFill 算法

  1. 发现相邻节点,获知对方网络地址
    一个路由器上电之后,向所有线路发送HELLO分组
    其它路由器收到HELLO分组,回送应答,在应答分组中,告知自己的名字(全局唯一)
    在LAN中,通过广播HELLO分组,获得其它路由器的信息, 可以认为引入一个人工节点

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  2. 测量到相邻节点的代价(延迟,开销)
    实测法,发送一个分组要求对方立即响应
    回送一个ECHO分组
    通过测量时间可以估算出延迟情况

  3. 组装一个分组,描述相邻节点的情况
    发送者名称
    序号,年龄
    列表: 给出它相邻节点,和它到相邻节点的延迟

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  4. 将分组通过扩散的方法发到所有其它路由器

    • 顺序号:用于控制无穷的扩散,每个路由器都记录( 源路由器,顺序号),发现重复的或老的就不扩散

    • 具体问题1: 循环使用问题

    • 具体问题2: 路由器崩溃之后序号从0开始

    • 具体问题3:序号出现错误

    • 解决问题的办法:年龄字段(age)

      • 生成一个分组时,年龄字段不为0
      • 每个一个时间段,AGE字段减1
      • AGE字段为0的分组将被抛弃

    • 关于扩散分组的数据结构
      Source :从哪个节点收到LS分组
      Seq,Age:序号,年龄
      Send flags:发送标记,必须向指定的哪些相邻站点转发LS分组
      ACK flags:本站点必须向哪些相邻站点发送应答
      DATA:来自source站点的LS分组

    • 节点B的数据结构

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  5. 通过Dijkstra算法找出最短路径

    1. 路由器获得各站点LS分组和整个网络的拓扑
    2. 通过Dijkstra算法计算出到其它各路由器的最短 路径(汇集树)
    3. 将计算结果安装到路由表中

LS路由选择算法的工作原理

  • LS (link state) 的应用情况

    • OSPF协议是一种LS协议,被用于Internet上
    • IS-IS(intermediate system- intermediate system): 被用于Internet主干中, Netware

  • 符号标记:
    c(i,j): 从节点i 到j链路代价(初始状态下非相邻节点之间的 链路代价为∞)
    D(v): 从源节点到节点V的当前路径代价(节点的代价)
    p(v): 从源到节点V的路径前序节点
    N’: 当前已经知道最优路径的的节点集合(永久节点的集合)

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  • LS路由选择算法的工作原理

    • 节点标记: 每一个节点使用(D(v),p(v)) 如： (3,B)标记
      • D(v)从源节点由已知最优路径到达本节点的距离
      • P(v)前序节点来标注
    • 2类节点
      • 临时节点(tentative node) :还没有找到从源 节点到此节点的最优路径的节点
      • 永久节点(permanent node) N’:已经找到了从 源节点到此节点的最优路径的节点

  • 初始化

    • 除了源节点外,所有节点都为临时节点
    • 节点代价除了与源节点代价相邻的节点外,都为∞

  • 从所有临时节点中找到一个节点代价最小的临时节点,将 之变成永久节点(当前节点)W —— 选择

  • 对此节点的所有在临时节点集合中的邻节点(V) —— 更新

  •  如 D(v)>D(w) + c(w,v), 则重新标注此点, (D(W)+C(W,V), W)

  •  否则，不重新标注

  • 开始一个新的循环 —— 循环

例子:

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Dijkstra算法的讨论

算法复杂度: n节点
每一次迭代: 需要检查所有不在永久集合N中节点
n(n+1)/2 次比较: O(n2 )
有很有效的实现: O(nlogn)
可能的震荡：
e.g.,链路代价=链路承载的流量
路径改变次数过多

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路由选择算法 distance vector （分布式）

距离矢量路由选择(distance vector routing)

动态路由算法之一

DV算法历史及应用情况

  • 1957 Bellman, 1962 Ford Fulkerson
  • 用于ARPANET, Internet(RIP) DECnet , Novell, ApplTalk

距离矢量路由选择的基本思想 以每个点为中心 更新路由表

  • 各路由器维护一张路由表,结构如图(其它代价)
  • 各路由器与相邻路由器交换路由表(待续) 邻居与邻居交换代价
  • 根据获得的路由信息,更新路由表(待续) 每个节点算出代价值，改变路径，更新路由表

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  • 代价及相邻节点间代价的获得
    • 跳数(hops), 延迟(delay),队列长度
    • 相邻节点间代价的获得：通过实测
  • 路由信息的更新
    • 根据实测 得到本节点A到相邻站点的代价（如:延迟）
    • 根据各相邻站点声称它们到目标站点B的代价
    • 计算出本站点A经过各相邻站点到目标站点B的代价
    • 找到一个最小的代价，和相应的下一个节点Z，到达节点 B经过此节点Z，并且代价为A-Z-B的代价
    • 其它所有的目标节点同样的计算方法

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距离矢量路由：例子1

  • 以当前节点J为例,相邻节点 A,I,H,K
  • J测得到A,I,H,K的延迟为 8ms,10ms,12ms,6ms
  • 通过交换DV, 从A,I,H,K获得到 它们到G的延迟为 18ms,31ms,6ms,31ms
  • 因此从J经过A,I,H,K到G的延迟 为26ms,41ms,18ms, 37ms
  • 将到G的路由表项更新为18ms, 下一跳为：H
  • 其它目标一样，除了本节点J

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距离矢量算法

递归风车

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Bellman-Ford例子

SPFA —— 优化后的Bellman-Ford

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  • Dx (y) = 节点x到y代价最小值的估计
    • x 节点维护距离矢量Dx = [Dx (y): y є N ]
  • 节点x:
    • 知道到所有邻居v的代价: c(x,v)
    • 收到并维护一个它邻居的距离矢量集
    • 对于每个邻居, x 维护 Dv = [Dv (y): y є N ]

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距离矢量算法特点和问题

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  • DV的无穷计算问题
    • DV的特点
      • 好消息传的快 坏消息传的慢
    • 好消息的传播以每一个交换周期前进一个路由器 的速度进行
      • 好消息:某个路由器接入或有更短的路径
      • 举例
        image-20211002012712585
  • DV的无穷计算问题
    • 坏消息的传播速度非常慢(无穷计算问题)
    • 例子:
      • 第一次交换之后, B从C处获得信息,C可以到达A(C-A, 要经过B本身),但是路径是2,因此B变成3,从C处走
      • 第二次交换,C从B处获得消息, B可以到达A,路径为3, 因此,C到A从B走,代价为3
      • 无限此之后, 到A的距离变成INF,不可达

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水平分裂(split horizon)算法

  • 一种对无穷计算问题的解决办法 —— 结局坏消息传的慢的问题
    • C知道要经过B才能到达A，所以C向B报告它到A的距离 为INF；C 告诉D它到A的真实距离
    • D告诉E,它到A的距离,但D告诉C它通向A的距离为INF
    • 第一次交换: B通过测试发现到A的路径为INF,而C也告 诉B到A的距离为INF,因此,B到A的距离为INF
    • 第二次交换: C从B和D那里获知,到A的距离为INF,因此 将它到A的距离为INF
    • ……坏消息以一次交换一个节点的速度传播

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告诉B 无穷，D真实值

距离矢量算法例子

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LS 和 DV 算法的比较

消息复杂度（DV胜出） O(NE)

收敛时间（LS胜出） O(NlogN)

健壮性（LS胜出） 节点之间影响较小

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5.3 因特网中自治系统内部的路由选择 (实际的、内部的)

RIP ( Routing Information Protocol)

在 1982年发布的BSD-UNIX 中实现

  • Distance vector 算法
  • 距离矢量:每条链路cost=1，# of hops (max = 15 hops) 跳数
  • DV每隔30秒和邻居交换DV，通告
  • 每个通告包括：最多25个目标子网

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RIP 通告（advertisements）

  • DV: 在邻居之间每30秒交换通告报文
    • 定期，而且在改变路由的时候发送通告报文
    • 在对方的请求下可以发送通告报文
  • 每一个通告: 至多AS内部的25个目标网络的 DV
    • 目标网络+跳数
      一次公告最多25个 子网 最大跳数为16

RIP: 例子

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RIP: 链路失效和恢复

如果180秒没有收到通告信息–>邻居或者链路失效

  • 发现经过这个邻居的路由已失效
  • 新的通告报文会传递给邻居
  • 邻居因此发出新的通告 (如果路由变化的话)
  • 链路失效快速(?)地在整网中传输
  • 使用毒性逆转（poison reverse）阻止ping-pong回路 ( 不可达的距离：跳数无限 = 16 段)

RIP 进程处理

  • RIP 以应用进程的方式实现：route-d (daemon)
  • 通告报文通过UDP报文传送，周期性重复
  • 网络层的协议使用了传输层的服务，以应用层实体的 方式实现

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OSPF (Open Shortest Path First)

  • “open”: 标准可公开获得
  • 使用LS算法
    • LS 分组在网络中（一个AS内部）分发
    • 全局网络拓扑、代价在每一个节点中都保持
    • 路由计算采用Dijkstra算法
  • OSPF通告信息中携带：每一个邻居路由器一个表项
  • 通告信息会传遍AS全部（通过泛洪）
    • 在IP数据报上直接传送OSPF报文 (而不是通过UDP和TCP)
  • IS-IS路由协议：几乎和OSPF一样

OSPF “高级” 特性(在RIP中的没有的)

  • 安全:所有的OSPF报文都是经过认证的(防止恶意的攻击)
  • 允许有多个代价相同的路径存在(在RIP协议中只有一个)
  • 对于每一个链路，对于不同的TOS有多重代价矩阵
    • 例如:卫星链路代价对于尽力而为的服务代价设置比较低，对实
      时服务代价设置的比较高
    • 支持按照不同的代价计算最优路径，如:按照时间和延迟分别计
      算最优路径
  • 对单播和多播的集成支持:
    • Multicast OSPF(MOSPF)使用相同的拓扑数据库，就像在OSPF中一样
  • 在大型网络中支持层次性OSPF

层次化的OSPF路由

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层次性的OSPF路由

  • 2个级别的层次性: 本地, 骨干
    • 链路状态通告仅仅在本地区域Area范围内进行
    • 每一个节点拥有本地区域的拓扑信息；
  • 关于其他区域，知道去它的方向，通过区域边界路 由器（最短路径）
  • 区域边界路由器: “汇总（聚集）”到自己区域 内网络的距离, 向其它区域边界路由器通告.
  • 骨干路由器: 仅仅在骨干区域内，运行OSPF路由
  • 边界路由器: 连接其它的AS’s.

5.4 ISP之间的路由选择: BGP

层次路由

一个平面的路由

  • 一个网络中的所有路由器的地位一样
  • 通过LS, DV，或者其 他路由算法，所有路由器都要知道其他所有路由器（子网）如何走
  • 所有路由器在一个平 面

平面路由的问题

  • 规模巨大的网络中，路由信息的存储、传输和计算代价巨大

    • DV: 距离矢量很大，且不能够收敛
    • LS：几百万个节点的LS分组的泛洪传输，存储以及最短路径算法的计算

  • 管理问题：

    （一个平面搞不定）

    • 不同的网络所有者希望按照自己的方式管理网络
    • 希望对外隐藏自己网络的细节
    • 当然，还希望和其它网络互联

层次路由的实现

  • 层次路由：将互联网分成一个个AS(路由器区域)
    • 某个区域内的路由器集合，自治系统 “autonomous systems” (AS)
    • 一个AS用AS Number （ASN)唯一标示
    • 一个ISP可能包括1个或者多个AS
  • 路由变成了: 2个层次路由
    • AS内部路由：在同一个AS 内路由器运行相同的路由协议
      • “intra-AS” routing protocol：内部网关协议
      • 不同的AS可能运行着不同的 内部网关协议
      • 能够解决规模和管理问题
      • 如：RIP,OSPF,IGRP
      • 网关路由器：AS边缘路由器 ，可以连接到其他AS
    • AS间运行AS间路由协议
      • “inter-AS” routing protocol：外部网关协议
      • 解决AS之间的路由问题，完成AS之间的互联互通

层次路由的优点

  • 解决了

    规模问题

    • 内部网关协议解决:AS内部数量有限的路由器相互到达的间题，AS内部规模可控
      • 如AS节点太多，可分割AS，使得AS内部的节点数量有限
    • AS之间的路由的规模问题
      • 增加一个As，对于AS之间的路由从总体上来说，只是增加了一个节点=子网(每个AS可以用一个点来表示)
      • 对于其他AS来说只是增加了一个表项，就是这个新增的AS如何走的问题
      • 扩展性强:规模增大，性能不会减得太多

  • 解决了

    管理问题

    • 各个AS可以运行不 同的内部网关协议
    • 可以使自己网络的细节不向外透露

互联网AS间路由：BGP 边界网关协议

  • BGP (Border Gateway Protocol):自治区域间路由协议"事实上的"标准
    o "将互联网各个AS粘在一起的胶水”
  • BGP提供给每个AS以以下方法:
    o eBGP:从相邻的ASes那里获得子网可达信息 —— 从外部获取
    o iBGP:将获得的子网可达信息传遍到AS内部的所有路由器 —— 向内部传
    o 根据子网可达信息和策略来决定到达子网的"好"路径
  • 允许子网向互联网其他网络通告"我在这里”
  • 基于距离矢量算法(路径矢量)
    o不仅仅是距离矢量，还包括到达各个目标网络的详细路径（AS
    序号的列表）能够避免简单DV算法的路由环路问题

eBGP, iBGP 连接

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5.5 SDN控制平面

Software defined networking (SDN)

  • 互联网络网络层：历史上都是通过分布式、每个路由器的实现
  • 单个路由器包含了：交换设备硬件、私有路由器OS（ 如：思科IOS）和其上运行的互联网标准协议(IP, RIP, IS-IS, OSPF, BGP)的私有实现
  • 需要不同的中间盒来实现不同网络层功能：防火墙， 负载均衡设备和NAT…

SDN: 面临的挑战

  • 强化控制平面：可信、可靠、性能可扩展性、 安全的分布式系统

    • 对于失效的鲁棒性： 利用为控制平面可靠分布式系统的强大理论
    • 可信任，安全：从开始就进行铸造

  • 网络、协议满足特殊任务的需求

    • e.g., 实时性，超高可靠性、超高安全性

  • 互联网络范围内的扩展性

    • 而不是仅仅在一个AS的内部部署，全网部署

5.6 ICMP: 因特网控制报文协议

ICMP: Internet Control Message Protocol

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5.7 网络管理和SNMP

什么是网络管理?

自治系统（autonomous systems, aka “network”): 1000多个 相互的软件和硬件部件

其他复杂系统也需要被监视和控制:  喷气飞机  核电站  其他例子？

“网络管理”包括了硬件、软件和人类元素的设置，综合和协 调，以便监测，测试，轮询，配置，分析，评价和控制网络 和网元资源，用合理的成本满足实时性，运行能和服务质量 的要求；

  1. 性能管理:
    • 性能(利用率、吞吐量)量化、测量、报告、分析和控制不同网络部件的性能
    • 涉及到的部件:单独部件（网卡，协议实体），端到端的路径故障管理:记录、检测和响应故障;
    • 性能管理为长期监测设备性能
  2. 故障管理:突然发生的强度大的性能降低，强调对故障的响应
  3. 配置管理:跟踪设备的配置，管理设备配置信息
  4. 账户管理:定义、记录和控制用户和设备访问网络资源
    • 限额使用、给予使用的收费，以及分配资源访问权限
  5. 安全管理:定义安全策略，控制对网络资源的使用

网络管理架构

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SNMP协议

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SNMP 协议: 报文类型

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数据链路层和局域网

WAN—— 广域网，LAN —— 局域网

  • WAN:网络形式采用点到点链路
    带宽大、距离远（延迟大）

    带宽延迟积大
    如果采用多点连接方式
    • 竞争方式：一旦冲突代价 大
    • 令牌等协调方式：在其中 协调节点的发送代价大

  • 点到点链路的链路层服务 实现非常简单，封装和解 封装

  • LAN一般采用多点连接方式
    连接节点非常方便
    接到共享型介质上（或网络交换机），就可以连接所有其他节点

  • 多点连接方式网络的链路层 功能实现相当复杂
    多点接入：协调各节点对共 享性介质的访问和使用
    竞争方式：冲突之后的协调 ；
    令牌方式：令牌产生，占有和释放等

链路层和局域网

6.1 引论和服务

链路层: 导论

一些术语:

  • 主机和路由器是节点（网桥和交换机也是）: nodes
  • 沿着通信路径,连接个相邻节点通信信道的是链路:links
    • 有线链路
    • 无线链路
    • 局域网，共享性链路
  • 第二层协议数据单元帧frame，封装数据报

数据链路层负责从一个节点通过链路将(帧中的）数据报发送到相邻的物理节点(一个子网内部的2节点)

链路层: 上下文

  • 数据报（分组）在不同的链路上以不同的链路协议传送：
    第一跳链路：以太网
    中间链路：帧中继链路
    最后一跳：802.11 (无线局域网通用的标准)
  • 不同的链路协议提供不同 的服务
    • e.g.,比如在链路层上提供（ 或没有）可靠数据传送

传输类比

  • 从Princeton到Lausanne
    • 轿车: Princeton to JFK
    • 飞机: JFK to Geneva
    • 火车: Geneva to Lausanne
  • 旅行者=数据报datagram
  • 交通段=通信链路 communication link
  • 交通模式=链路层协议 : 数 据链路层和局域网 protocol
  • 票务代理=路由算法 routing algorithm

链路层服务

  • 成帧，链路接入：
    • 将数据报封装在帧中，加上帧头、帧尾部
    • 如果采用的是共享性介质，信道接入获得信道访问权
    • 在帧头部使用“MAC”（物理）地址来标示源和目的
      • 不同于IP地址
  • 在（一个网络内）相邻两个节点完成可靠数据传递
    • 已经学过了（第三章） —— 传输层
    • 在低出错率的链路上（光纤和双绞线电缆）很少使用
    • 在无线链路经常使用：出错率高

Q: 为什么在链路层和传输层都实现了可靠性？

一般化的链路层服务，不是所有的链路层都提供这些服务
一个特定的链路层只是提供其中一部分的服务

  • 在相邻节点间（一个子网内）进行可靠的转发

    • 我们已经学习过（见第三章）！

    • 在低差错链路上很少使用 (光纤,一些双绞线)

      • 出错率低，没有必要在每一个帧中做差错控制的工作，协议复杂
        • 发送端对每一帧进行差错控制编码，根据反馈做相应的动作
        • 接收端进行差错控制解码，反馈给发送端（ACK，NAK）
      • 在本层放弃可靠控制的工作，在网络层或者是传输层做可靠控制的工作，或者根本就不做可靠控制的工作

    • 在高差错链路上需要进行可靠的数据传送

      • 高差错链路：无线链路：

        • Q：为什么要在采用无线链路的网络上，链路层做可靠数据传输工作 ；还要在传输层做端到端的可靠性工作？

        • 原因：出错率高，如果在链路层不做差错控制工作，漏出去的错误比较高；到了上层如果需要可靠控制的数据传输代价会很大

          —— 出错率较大的时候，传到上层再纠错代价大

          • 如不做local recovery 工作，总体代价大

  • 流量控制：

    • 使得相邻的发送和接收方节点的速度匹配

  • 错误检测：

    • 差错由信号衰减和噪声引起
    • 接收方检测出的错误:
      • 通知发送端进行重传或丢弃帧

  • 差错纠正:

    • 接收端检查和纠正bit错误，不通过重传来纠正错误

  • 半双工和全双工:

    • 半双工：链路可以双向传输，但一次只有一个方向

链路层在哪里实现？

  • 在每一个主机上
    • 也在每个路由器上
    • 交换机的每个端口上
  • 链路层功能在“适配器”上 实现 (aka network interface card NIC) 或 者在一个芯片组上
    • 以太网卡，802.11 网卡 ; 以太网芯片组
    • 实现链路层和相应的物 理层功能
  • 接到主机的系统总线上
  • 硬件、软件和固件的综合 体

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适配器通信

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  • 发送方:

    • 在帧中封装数据报
    • 加上差错控制编码，实现RDT和流量控制功能等

  • 接收方：

    • 检查有无出错，执行rdt和流量控制功能等
    • 解封装数据报，将至交 给上层

6.2 差错检测和纠正

错误检测

EDC=差错检测和纠正位（冗余位）

D =数据由差错检测保护，可以包含头部字段错误检测不是100%可靠的!

错误检测不是100%可靠的!

  • 协议会漏检一些错误，但是很少
  • 更长的EDC字段可以得到更好的检测和纠正效果

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奇偶校验

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Internet校验和

目标: 检测在传输报文段时的错误（如位翻转），（注：仅仅用在传输层）

  • 发送方:
    • 将报文段看成16-bit整 数
    • 报文段的校验和: 和 (1’ 的补码和)
    • 发送方将checksum的 值放在‘UDP校验和’ 字段
  • 接收方:
    • 计算接收到的报文段的校验和
    • 检查是否与携带校验和字 段值一致:
      • 不一致：检出错误
      • 一致：没有检出错误，但可能还是有错误

有更简单的检查方法 全部加起来看是不是全1

检验和：CRC（循环冗余校验）

1、模二运算 —— 异或运算

2、位串的两种表示

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3、生成多项式，r次方

G = X^3 + 1 r + 1位 例子：1001

4、发送方:根据r位 CRC 计算r位冗余位，使得

  • 正好被 G整除 (modulo 2)
  • 接收方知道 G, 将除以 G. 如果非0余数: 检查出错误!
  • 能检出所有少于r+1位的突发错误

D ——发送的数据 （左移r位）+ R —— 冗余位 （r位）

G —— 生成多项式（r - 1次方)

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  • 强大的差错检测码
  • 将数据比特 D, 看成是二进制的数据
  • 生成多项式G：双方协商r+1位模式（r次方）
    • 生成和检查所使用的位模式
  • 目标:选择r位 CRC附加位R，使得
    • 正好被 G整除 (modulo 2)
    • 接收方知道 G, 将 除以 G. 如果非0余数: 检查出错误!
    • 能检出所有少于r+1位的突发错误
  • 实际中广泛使用（以太网、802.11 WiFi、ATM）

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CRC 例子

  • 需要: D.2r XOR R = nG
  • 等价于: D.2r = nG XOR R
  • 等价于: 两边同除G 得到余数 R=… image-20211002230905492

remainder —— 余数 、当余数R不足r位，补0

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CRC性能分析

  • 突发错误和突发长度
  • CRC检错性能描述
    • image-20211002231306540

6.3 多点访问协议

多路访问链路和协议

两种类型的链路（一个子网内部链路连接形式）：

  • 点对点
    • 拨号访问的PPP
    • 以太网交换机和主机之间的点对点链路
  • 广播 (共享线路或媒体)
    • 传统以太网
    • HFC上行链路
    • 802.11无线局域网

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多路访问协议

  • 单个共享的广播型链路
  • 2个或更多站点同时传送: 冲突（collision）
    • 多个节点在同一个时刻发送，则会收到2个或多个信号 叠加

多路访问协议（介质访问控制协议：MAC）

  • 分布式算法-决定节点如何使用共享信道，即：决定节点什么时候可以发送？
  • 关于共享控制的通信必须用借助信道本身传输！
    • 没有带外的信道，各节点使用其协调信道使用
    • 用于传输控制信息

理想的多路访问协议

  • 给定：Rbps带宽的广播信道

必要条件：

  1. 当一个节点要发送时，可以以R速率发送.
  2. 当M个节点要发送，每个可以以R/M的平均速率发送
  3. 完全分布的:
    1. 没有特殊节点协调发送
    2. 没有时钟和时隙的同步
  4. 简单

MAC（媒体访问控制）协议：分类

3大类

  • 信道划分
    o把信道划分成小片（时间、频率、编码)
    o分配片给每个节点专用
  • 随机访问
    o信道不划分，允许冲突
    ○冲突后恢复
  • 依次轮流
    o节点依次轮流
    ○但是有很多数据传输的节点可以获得较长的信道使用权

a.信道划分MAC协议：TDMA 时分复用

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a.信道划分MAC协议：FDMA 频分复用

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a.码分多路访问（CDMA）

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b.随机存取协议

检错冲突与冲突解决/冲突避免

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b.1 时隙ALOHA

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时隙ALOHA的效率( Efficiency )

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b.2 纯ALOHA(非时隙)

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纯ALOHA的效率

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b.3 CSMA(载波侦听多路访问)

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CSMA冲突

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b.4 CSMA/CD(冲突检测)

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CSMA/CD（冲突检测）

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以太网CSMA/CD算法

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CSMA/CD效率

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b.5 无线局域网 CSMA/CA

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无线局域网中的 MAC：CSMA/CA

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冲突避免

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冲突避免：RTS-CTS 交换

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b.5 线缆接入网络

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c.轮流(Taking Turns)MAC协议

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MAC 协议总结

多点接入问题：对于一个共享型介质，各个节点 如何协调对它的访问和使用?

  • 信道划分：按时间、频率或者编码
    • TDMA、FDMA、CDMA
  • 随机访问 (动态)
    • ALOHA, S-ALOHA, CSMA, CSMA/CD
    • 载波侦听: 在有些介质上很容易 (wire：有线介质), 但在有些 介质上比较困难 (wireless：无线)
    • CSMA/CD ：802.3 Ethernet网中使用
    • CSMA/CA ：802.11WLAN中使用
  • 依次轮流协议
    • 集中：由一个中心节点轮询；
      分布：通过令牌控制
    • 蓝牙、FDDI、令牌环

6.4 LANs

addressing, ARP

MAC 地址和ARP

  • 32bit IP地址:
    • 网络层地址
    • 前n-1跳：用于使数据报到达目的IP子网
    • 最后一跳：到达子网中的目标节点
  • LAN（MAC/物理/以太网）地址: —— （在一个物理网络的内部来标识每一个节点）
    • 用于使帧从一个网卡传递到与其物理连接的另一个网卡 (在同一个物理网络中)
    • 48bit MAC地址固化在适配器的ROM，有时也可以通过软件设定
    • 理论上全球任何2个网卡的MAC地址都不相同
    • e.g.: 1A-2F-BB-76-09-AD —— ( 16进制表示 (每一位代表4个bits) )

网络地址和mac地址分离

  • IP地址和MAC地址的作用不同
    a) IP地址是分层的 —— 二层

    • 一个子网所有站点网络号一致，路由聚集，减少路由表
      • 需要一个网络中的站点地址网络号一致，如果捆绑需要定制网卡非常麻烦
    • 希望网络层地址是配置的；IP地址完成网络到网络的交付

    b) mac地址是一个平面的

    • 网卡在生产时不知道被用于哪个网络，因此给网卡一个 唯一的标示，用于区分一个网络内部不同的网卡即可
    • 可以完成一个物理网络内部的节点到节点的数据交付

从 IP 的角度，是从一个路由器到另一个路由器。
从 链路层的角度，是从一个网卡当另一个网卡。

  1. 分离好处
    a) 网卡坏了，ip不变，可以捆绑到另外一个网卡的 mac上
    b) 物理网络还可以除IP之外支持其他网络层协议， 链路协议为任意上层网络协议， 如IPX等
  2. 捆绑的问题
    a) 如果仅仅使用IP地址，不用mac地址，那么它仅支持IP协议
    b) 每次上电都要重新写入网卡 IP地址；
    c) 另外一个选择就是不使用任何地址；不用MAC地址，则每到来一个帧都要上传到IP层次，由它判断是不是需要接受，干扰一次

LAN 地址和ARP

局域网上每个适配器都有一个唯一的LAN地址

全 F 的MAX地址 是 广播地址

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  • MAC地址由IEEE管理和分配
  • 制造商购入MAC地址空间（保证唯一性）
  • 类比:
    (a)MAC地址：社会安全号
    (b)IP地址：通讯地址  MAC平面地址 ➜ 支持移动
  • 可以将网卡到接到其它网络  IP地址有层次-不能移动
    • 依赖于节点连接的IP子网，与子网的网络号相同（ 有与其相连的子网相同的网络前缀）

ARP: Address Resolution Protocol

问题:已知B的IP地址，如何确定B的MAC地址?

  • 在LAN上的每个IP节点都有一个ARP表
  • ARP表：包括一些 LAN节点IP/MAC地 址的映射 < IP address; MAC address; TTL>
    • TTL时间是指地址映射失效的时间
    • 典型是20min

ARP协议：在同一个LAN (网络)

  • A要发送帧给B(B的IP地址 已知)， 但B的MAC地址不 在A的ARP表中
  • A广播包含B的IP地址的 ARP查询包
    • Dest MAC address = FF-FF-FF-FF-FF-FF
    • LAN上的所有节点都会收到 该查询包
  • B接收到ARP包，回复A自 己的MAC地址
    • 帧发送给A
    • 用A的MAC地址（单播）
  • A在自己的ARP表中，缓存 IP-to-MAC地址映射关系 ，直到信息超时
    • 软状态: 靠定期刷新维持的系统状态
    • 定期刷新周期之间维护的状态信息可能和原有系统不一 致
  • ARP是即插即用的
    • 节点自己创建ARP的表项
    • 无需网络管理员的干预

路由到其他LAN

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编址：路由到其他LAN

  • A创建数据报，源IP地址：A；目标IP地址：B 封装一层
  • A创建一个链路层的帧，目标MAC地址是R，该帧包含A 到B的IP数据报

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以太网

  • 目前最主流的LAN技术：98%占有率
  • 廉价：30元RMB 100Mbps！
  • 最早广泛应用的LAN技术
  • 比令牌网和ATM网络简单、廉价
  • 带宽不断提升：10M, 100M, 1G, 10G

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以太网：物理拓扑

  • 总线：在上个世纪90年代中期很流行
    • 所有节点在一个碰撞域内，一次只允许一个节点发送
    • 可靠性差，如果介质破损，截面形成信号的反射，发送节点误认为 是冲突，总是冲突
  • 星型：目前最主流
    • 连接选择: hub(无法并行，一发全收) 或者 switch (并行)
    • 现在一般是交换机(switch)在中心
    • 每个节点以及相连的交换机端口使用（独立的）以太网协议（不会和其他节点的发送产生碰撞）

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以太帧结构

发送方适配器在以太网帧中封装IP数据报， 或其他网络层协议数据单元

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前导码:

  • 7B 10101010 + 1B 10101011
  • 用来同步接收方和发送方的时钟速率
    • 使得接收方将自己的时钟调到发送端的时钟
    • 从而可以按照发送端的时钟来接收所发送的帧
  • 地址：6字节源MAC地址，目标MAC地址
    • 如：帧目标地址=本站MAC地址，或是广播地址， 接收，递交帧中的数据到网络层
    • 否则，适配器忽略该帧
  • 类型：指出高层协(大多情况下是IP，但也支持其它网络层协议Novell IPX和AppleTalk)
  • CRC：在接收方校验
    • 如果没有通过校验，丢弃错误帧

以太网：无连接、不可靠的服务

  • 无连接：帧传输前，发送方和接收方之间没有握手
  • 不可靠：接收方适配器不发送ACKs或NAKs给发送方
    • 递交给网络层的数据报流可能有gap
    • 如上层使用像传输层TCP协议这样的rdt，gap会被补上( 源主机，TCP实体)
    • 否则，应用层就会看到gap
  • 以太网的MAC协议：采用二进制退避的CSMA/CD 介质访问控制形式

802.3 以太网标准：链路和物理层

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以太网使用CSMA/CD

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10BaseT and 100BaseT

  • 100 Mbps 速率 也被称之为 “fast ethernet” Base 基带信号
  • T代表双绞线
  • 节点连接到HUB上: “star topology”物理上星型
    • 逻辑上总线型，盒中总线 一发全收，一次只能发一次
  • 节点和HUB间的最大距离是100 m

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Hubs

  • Hubs 本质上是物理层的中继器:
    • 从一个端口收，转发到所有其他端口
    • 速率一致  没有帧的缓存
    • 在hub端口上没有CSMA/CD机制:适配器检测冲突
    • 提供网络管理功能

Manchester 编码 —— 物理层

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  • 在 10BaseT中使用
  • 每一个bit的位时中间有一个信号跳变
  • 允许在接收方和发送方节点之间进行时钟同步
    • 节点间不需要集中的和全局的时钟
  • 10Mbps，使用20M带宽，效率50%
  • Hey, this is physical-layer stuff!

100BaseT中的4b5b编码

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千兆以太网

采用标准的以太帧格式
允许点对点链路和共享广播信道
物理编码：8b10b编码
在共享模式，继续使用CSMA/CD MAC技术 ，节点间需要较短距离以提高利用率
交换模式：全双工千兆可用于点对点链路
站点使用专用信道，基本不会冲突，效率高
除非发往同一个目标站点
10 Gbps now !

802.11WLAN

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802.11 LAN 体系结构

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switches

Hub：集线器

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交换机 —— 路由层面(主机)是看不到交换机的，透明的

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交换机：多路同时传输

  • 主机有一个专用和直接到交换机的连接
  • 交换机缓存到来的帧
  • 对每个帧进入的链路使用以太网协议，没有碰撞；全双工
    • 每条链路都是一个独立的 碰撞域
    • MAC协议在其中的作用弱 化了
  • 交换：A-to-A’ 和 B-to-B’ 可 以同时传输，没有碰撞

交换机转发表

  • Q:交换机如何知道通过接口1到达A，通过接口5到达B’?

  • A:每个交换机都有一个交换表switch table，每个表项:

    (主机的MAC地址,到达该MAC经过的接口，时戳)
    比较像路由表!

  • Q: 每个表项是如何创建的？如何维护的？

    有点像路由协议?

交换机：自学习

  • 交换机通过学习得到哪些 主机（mac地址）可以通 过哪些端口到达

    • 当接收到帧，交换机 学习到发送站点所在 的端口（网段）
    • 记录发送方MAC地址/ 进入端口映射关系， 在交换表中

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交换机：过滤／转发

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自学习，转发的例子 —— 不知道，泛洪

帧的目标： A’, 不知道 其位置在哪：泛洪 A’ A

  • 知道目标A对应的链路 ： A’ 4 60 选择性发送到那个端 口

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交换机级联

交换机可被级联到一起

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Q: A to G的发送 – 交换机S1 如何知道经过从 S4 和S3最终达到F?
 A: 自学习! (和在一个交换机联接所有站点一 样!)

多交换机自学习的例子

假设C向I发送帧，I给C应答

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 Q: 显示交换表和帧在S1 , S2 , S3 , S4的转发

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交换机 vs. 路由器

  • 都是存储转发设备，但层次不同

    • 交换机：链路层设备（检查 链路层头部）
    • 路由器：网络层设备（检查 网络层的头部）

  • 都有转发表：

    • 交换机：

      维护交换表，按照 MAC地址转发

      • 执行过滤、自学习和生成树算法
      • 即插即用；二层设备，速率高
      • 执行生成树算法，限制广播帧的 转发
      • ARP表项随着站点数量增多而增多

    • 路由器：续

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  • 路由器维护路由表，执行路由算法
    • 路由算法能够避免环路，无需执行生成树算法，可以以各种拓扑构建网络
    • 对广播分组做限制
    • 不是即插即用的，配置网络地址（子网前缀）
    • 三层设备，速率低

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VLANS 虚拟局域网

VLANs: 动机

考虑场景：

  • CS用户搬到EE大楼办公室 ，但是希望连接到CS的交 换机?
  • 接到多个交换机上
    • 麻烦和浪费：96端口 /10个有用
  • 如果都接到一个交换机上 ，在一个广播域
    • 所有的层2广播流量 (ARP, DHCP,不知道 MAC地址对应端口的帧 )都必须穿过整个LAN
    • 安全性/私密性的问题

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基于端口的VLAN —— 一些端口/mac地址 通过虚拟交换机连在一起

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6.5 链路虚拟化：MPLS

MPLS概述 —— 标签分发

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6.6 数据中心网络

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6.7 a day in the life of web request

回顾: 页面请求的历程

  • Top-down的协议栈旅程结束了!
    • 应用层、运输层、网络层和链路层
  • 以一个web页面请求的例子: 综述!
    • 目标: 标示、回顾和理解涉及到的协议（所有层次 ），以一个看似简单的场景: 请求www页面
    • 场景：学生在校园启动一台笔记本电脑：请求和接受www.google.com

日常场景

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日常场景：… 连接到互联网

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  • 笔记本需要一个IP地址，第一跳路由器的IP地址，DNS的地址:采用DHCP
  • DHCP请求被封装在UDP中，封装在IP，封装在802.3以太网帧中
  • 以太网的帧在LAN上广播
    (dest: FFFFFFFFFFFF)，被运行中的DHCP服务器接收到
  • 以太网帧中解封装IP分组，解封装UDP，解封装DHCP
  • DHCP服务器生成DHCPACK包括客户端IP地址，第一跳路由器P地址和DNS名字服务器地址
  • 在DHCP服务器封装，帧通过LAN转发(交换机学习)在客户端段解封装
  • 客户端接收DHCP ACK应答

客户端有了IP地址，知道了DNS域名服务器的名字和IP地址 第一跳路由器的IP地址

日常场景…… ARP (DNS之前, HTTP之前)

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  • 在发送HTTP request请求之前, 需要知道www.google.com的IP地 址: DNS
  • DNS查询被创建，封装在UDP段中 ，封装在IP数据报中，封装在以 太网的帧中. 将帧传递给路由器 ，但是需要知道路由器的接口： MAC地址：ARP
  • ARP查询广播，被路由器接收， 路由器用ARP应答，给出其IP地 址某个端口的MAC地址
  • 客户端现在知道第一跳路由器 MAC地址，所以可以发送DNS查 询帧了

日常场景：使用DNS

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  • 包含了DNS查询的IP数据报 通过LAN交换机转发，从客 户端到第一跳路由器
  • IP 数据报被转发，从校园到达 comcast网络，路由（路由表被 RIP，OSPF，IS-IS 和/或BGP协 议创建）到DNS服务器
  • 被DNS服务器解封装
  • DNS服务器回复给客户端： www.google.com的IP地址

日常场景： …TCP连接携带HTTP报文

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  • 为了发送HTTP请求，客户端打开到达web服务器的TCP socket
  • TCP SYN段(3次握手的第1次握手)域间路由到web服务器
  • web服务器用TCP SYNACK应答(3次握手的第2次握手)
  • TCP连接建立了!

日常场景： …… HTTP请求和应答

  • HTTP请求发送到TCPsocket中
  • IP数据报包含HTTP请求，最终路由到www.google.com
  • web服务器用HTTP应答回应(包括请求的页面)
  • IP数据报包含HTTP应答最后被路由到客户端

科普小知识

带宽和吞吐量

1.带宽(bandwidth)

网络带宽是指在一个固定的时间内（1秒），能通过的最大位数据。就好像高速公路的车道一样，带宽越大，好比车道越多

带宽是一个非常有用的概念，在网络通信中的地位十分重要。带宽的实际含义是在给定时间等条件下流过特定区域的最大数据位数。虽然它的概念有点抽象，但是可以用比喻来帮助理解带宽的含义。把城市的道路看成网络，道路有双车道、四车道也许是八车道，人们驾车从出发点到目的地，途中可能经过双车道、四车道也许是单车道。在这里，车道的数量好比是带宽，车辆的数目就好比是网络中传输的信息量。我们再用城市的供水网来比喻，供水管道的直径可以衡量运水的能力，主水管直径可能有2m，而到家庭的可能只有2cm。在这个比喻中，水管的直径好比是带宽，水就好比是信息量。使用粗管子就意味着拥有更宽的带宽，也就是有更大的信息运送能力。

2.吞吐量(throughput)

是指对网络、设备、端口、虚电路或其他设施，单位时间内成功地传送数据的数量（以比特、字节、分组等测量）。

3.带宽与吞吐量的区别

吞吐量与带宽的区分：吞吐量和带宽是很容易搞混的一个词，两者的单位都是Mbps。先来看两者对应的英语，吞吐量：throughput；带宽：bandwidth。当讨论通信链路的带宽时，一般是指链路上每秒所能传送的比特数，它取决于链路时钟速率和信道编码，在计算机网络中又称为线速。可以说以太网的带宽是10Mbps。但是需要区分链路上的可用带宽（带宽）与实际链路中每秒所能传送的比特数（吞吐量）。通常更倾向于用“吞吐量”一词来表示一个系统的测试性能。这样，因为实现受各种低效率因素的影响，所以由一段带宽为10Mbps的链路连接的一对节点可能只达到2Mbps的吞吐量。这样就意味着，一个主机上的应用能够以2Mbps的速度向另外的一个主机发送数据。

以下来自 《计算机网络》中带宽 吞吐量 速率有什么区别？
用水管类比更形象

带宽和速率虽然单位一样，说的目的物不一样。

带宽说的是水管，某个水管单位时间内最多允许流过的水的量，相当于描述水管的粗细。

速率说的是水流，也就是水流的速度。

而吞吐量说的是实际上单位时间内流过的水量有多少。

也就是带宽说的是数据传输的载体，而速率说的是数据本身，吞吐量指的是实际传输的数据。

举个例子：

比如说一条宽带是200M（实际最高下载速率是25MB/s，带宽用的基础单位是位，8位等于1字节），就是运营商给你开了一个200M的口子。

但是你的下载速率未必能达到200M，这个取决于不同设备的带宽，比如你用的是百兆光猫，或者百兆路由（主要取决于WAN口的带宽），那么你的下载速率最高只能是100M带宽的速率，也就是12.5MB/s。

不同设备带宽的限制的原因是不一样的，这个展开说的太多了。

我简单说一下，而且因为我不是专业研究这个的，可能说的不准确，大家理解这个意思就行。

就比如我们知道铜的导电性是很好的，而铝导电性就稍差一些，但是便宜。所以网线有铜包铝的，也有纯铜的等不同材质。还有导线的粗细也不同，同样材质，粗的导线单位时间传输的数据肯定要高于细线。

当然实际上不止是导线的材质，还有外皮的材质（是否能屏蔽干扰）等多个方面影响带宽。

频分复用和波分复用

频分复用

所谓频分复用是指按照频率的不同来复用多路信号的方法。在频分复用中，信道的带宽被分为若干个相互不重叠的频段，每路信号占用其中一个频段，因而在接受端可以采用适当的带通滤波器将多路信号分开，从而恢复出所需要的信号。
频分复用系统组成原理，各路基带信号首先通过低通波滤器限制基带信号的带宽，避免他们的频谱出现相互混叠。然后，各路信号分别对各自的载波进行调制、合成后送入信道传输。在接收端，分别采用不同中心频率的带通滤波器分离出各路已调型号，解调后恢复出基带信号。

波分复用

在同一根光纤中同时让两个或两个以上的光波长信号通过不同光信道各自传输信息，称为光波分复用技术，简称WDM。

也即频分复用是一个信道分成多个不同频率的频段，而波分复用是将多个波长光波信号合成在一根光纤里传播

传输时延和传播时延

来自维基百科的解释：

传输时延

假定分组以先到先服务的方式传输——这在分组交换网络中是常见的方式，仅当所有已经到达的分组被传输后，才能传输我们的分组。用L比特表示分组的长度，用R bps表示从路由器A到路由器B的链路传输速率。传输时延是L/R。这是将所有分组比特推向链路所需要的时间。实际的传输时延通常在毫秒到微秒级。

传播时延

一旦一个比特被推向链路，该比特需要向路由器B传播，从该链路的起点到路由器B的传播所需要的时间是传播时延。该比特以该链路的传播速率传播，该传播速率取决于该链路的物理媒介，其速率范围是 m/s，这等于或略小于光速。传播时延等于两台路由器之间的距离除以传播速率，即传播时延是d/s，期中d是两台路由器之间的距离，s是该链路的传播速率。传播时延在毫秒级。

传播时延和传输时延的比较

传输时延是路由器将分组推出所需要的时间，它是分组长度和链路传输速率的函数，而与两台路由器之间的距离无关。传播时延是一个比特从一台路由器向另一台路由器传播所需要的时间，它是两台路由器之间距离的函数，但与分组的长度或链路的传输速率无关。

来自 计算机网络传输时延和传播时延

一种通俗的理解，传播是什么？我们经常说声音在空气中的传播，而不是说声音在空气中的传输，传播速率是与介质有关的。同理，回到计算机网络上，传播延迟，也就是指的在两台路由器之间的距离除以传播速率计算得到。

虚电路和数据报

在分组交换网络中，具体分为数据报网络和虚电路网络

简单的理解：数据报是按地址找人，不事先确定路好不好走；虚电路是先去一次，熟悉一下路线，再进行发送。

深入的了解可以参考：虚电路和数据报的区别以及应用

WiFi中2.4G(HZ)与5G(HZ)

首先要明白这里的2.4G是指频段，2.4Ghz = 2400Mhz

参考 2.4G和5G的Wi-Fi各自优缺点对比

路由器和交换机

交换机和路由器的区别：

1.路由器可以给你的局域网自动分配IP，虚拟拨号，就像一个交通警察，指挥着你的电脑该往哪走，你自己不用操心那么多了。交换机只是用来分配网络数据的。

2.路由器在网络层（第三层），路由器根据IP地址寻址，路由器可以处理TCP/IP协议，交换机不可以。

3.交换机在中继层(第二层 数据链路层)，交换机根据MAC地址寻址。路由器可以把一个IP分配给很多个主机使用，这些主机对外只表现出一个IP。交换机可以把很多主机连起来，这些主机对外各有各的IP。

4.路由器提供防火墙的服务，交换机不能提供该功能。集线器、交换机都是做端口扩展的，就是扩大局域网(通常都是以太网)的接入点，也就是能让局域网可以连进来更多的电脑。路由器是用来做网间连接，也就是用来连接不同的网络。

交换机是利用物理地址或者说MAC地址来确定转发数据的目的地址。而路由器则是利用不同网络的ID号(即IP地址)来确定数据转发的地址。IP地址是在软件中实现的，描述的是设备所在的网络，有时这些第三层的地址也称为协议地址或者网络地址。MAC地址通常是硬件自带的，由网卡生产商来分配的，而且已经固化到了网卡中去，一般来说是不可更改的。而IP地址则通常由网络管理员或系统自动分配。

路由器和交换机的区别一：交换机是一根网线上网，但是大家上网是分别拨号，各自使用自己的宽带，大家上网没有影响。而路由器比交换机多了一个虚拟拨号功能，通过同一台路由器上网的电脑是共用一个宽带账号，大家上网要相互影响。
路由器和交换机的区别二：交换机工作在中继层，交换机根据MAC地址寻址。路由器工作在网络层，根据IP地址寻址，路由器可以处理TCP/IP协议，而交换机不可以。

路由器和交换机的区别三：交换机可以使连接它的多台电脑组成局域网，如果还有代理服务器的话还可以实现同时上网功能而且局域网所有电脑是共享它的带宽速率的，但是交换机没有路由器的自动识别数据包发送和到达地址的功能。路由器可以自动识别数据包发送和到达的地址，路由器相当于马路上的警察，负责交通疏导和指路的。

路由器和交换机的区别四：举几个例子,路由器是小邮局，就一个地址(IP)，负责一个地方的收发(个人电脑，某个服务器，所以你家上网要这个东西)，交换机是省里的大邮政中心，负责由一个地址给各个小地方的联系。简单的说路由器专管入网，交换机只管配送，路由路由就是给你找路让你上网的，交换机只负责开门，交换机上面要没有路由你是上不了网的。

路由器和交换机的区别五：路由器提供了防火墙的服务。路由器仅仅转发特定地址的数据包，不传送不支持路由协议的数据包传送和未知目标网络数据包的传送，从而可以防止广播风暴。

更多可参考 交换机和路由器的区别在哪里 一针见血通俗解答

URL

以下来自维基百科：

统一资源定位符（英语：Uniform Resource Locator，缩写：URL，或称统一资源定位器、定位地址、URL地址）俗称网页地址，简称网址，是因特网上标准的资源的地址（Address），如同在网络上的门牌。它最初是由蒂姆·伯纳斯-李发明用来作为万维网的地址，现在它已经被万维网联盟编制为因特网标准RFC 1738。

在互联网的历史上，统一资源定位符的发明是一个非常基础的步骤。统一资源定位符的语法是一般的，可扩展的，它使用美国信息交换标准代码的一部分来表示因特网的地址。统一资源定位符的开始，一般会标志着一个计算机网络所使用的网络协议。

统一资源定位符的标准格式如下：

统一资源定位符的完整格式如下：

其中[访问凭证信息]、[端口号]、[查询]、[片段ID]都属于选填项。

语法：

超文本传输协议的统一资源定位符将从因特网获取信息的五个基本元素包括在一个简单的地址中：

  1. 传送协议
  2. 层级URL标记符号（为“//”，固定不变）
  3. 访问资源需要的凭证信息（可省略）
  4. 服务器（通常为域名，有时为IP地址）
  5. 端口号（以数字方式表示，若为默认值可省略）
  6. 路径（以“/”字符区别路径中的每一个目录名称）
  7. 查询（GET模式的窗体参数，以“?”字符为起点，每个参数以“&”隔开，再以“=”分开参数名称与资料，通常以UTF-8的URL编码，避开字符冲突的问题）
  8. 片段（以“#”字符为起点）

示例

以“https://zh.wikipedia.org:443/w/index.php?title=随机页面”为例，其中：

  1. https，是协议；
  2. zh.wikipedia.org，是服务器；
  3. 443，是服务器上的网络端口号；
  4. /w/index.php，是路径；
  5. ?title=Special:随机页面，是询问。

大多数网页浏览器不要求用户输入网页中“https://”的部分，因为绝大多数网页内容是超文本传输协议文件。同样，“443”是超文本传输安全协议文件的常用端口号（而“80”是超文本传输协议文件的常用端口号），因此一般也不必写明。一般来说用户只要键入统一资源定位符的一部分（如“zh.wikipedia.org/w/index.php?title=Special:随机页面|随机页面”）就可以了。

由于超文本传输协议允许服务器将浏览器重定向到另一个网页地址，因此许多服务器允许用户省略网页地址中的部分，比如“www”。从技术上来说这样省略后的网页地址实际上是一个不同的网页地址，浏览器本身无法决定这个新地址是否通，服务器必须完成重定向的任务。

什么是ip地址、子网掩码、网关和DNS？

以下来自 什么是ip地址、子网掩码、网关和DNS？

什么是ip地址？

IP是32位二进制数据，通常以十进制表示，并以“.”分隔。IP地址是一种逻辑地地址，用来标识网络中一个个主机，IP有唯一性，即每台机器的IP在全世界是唯一的。

IP地址=网络地址+主机地址。

什么是子网掩码？

子网掩码不是单独存在的，它用于计算一个ip地址所归属的网络地址以及主机地址。通俗的说，判断两个ip是否在同一个子网下。

网络地址计算方法：ip地址的二进制和子网掩码的二进制作与运算。

主机地址计算方法：ip地址的二进制和（子网掩码取反之后）的二进制作与运算。

为什么需要网络地址？

网络地址用于判断不同主机是否位于同一个网络下，如果是，则不同主机之间才能进行通信。

为什么需要主机地址？

主机地址用于标识不同主机在网络中的位置，只有明确了位置，不同主机之间才可以明确是和谁在进行通信。

可以这么来理解，网络地址相当于我们位于同一个小区，主机地址相当于小区里每个住户的门牌号。只有在这个小区里的住户才能够通信，而且谁跟谁通信可以通过门牌号进行识别。

什么是网关？

网关(Gateway)又称网间连接器、协议转换器。默认网关在网络层上以实现网络互连，是最复杂的网络互连设备，仅用于两个高层协议不同的网络互连。可以这么理解，现在有另外一个小区，他想和我们现在的小区进行通信，那应该怎么做呢？就是通过网关，网关可以是除全0的网络地址和全1的广播地址之外的其它ip地址。可以这么理解，每个住户有很多门，这些门控制着和其他小区住户之间的通信。也就是说每个主机可以有多个网关，如果没有设置网关，会有一个默认网关，一些信息会默认从这里发送出去。这里我有个疑问，如果是同一个小区之间呢，也需要网关吗？我去查了下，有这么两道题：

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说明在同一个网络中是可以直接进行通信的。

什么是DNS服务器？

DNS是和ip地址是一一对应的。我们很容易区分不同的域名，比如www.baidu.com，但是机器它不是呀，所以通过DNS，可以将域名解析为Ip地址，进而找到所通信的位置。可以这么理解，小区A中住户1需要和小区B中住户1进行通信，但是A中住户1只知道B中住户1的名字，但不知道它的具体位置，于是A中住户1发消息（B中住户名字）给DNS，DNS从名字找到其对应的位置（ip地址），然后就可以通信啦。

具体流程如下：

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在这里插入图片描述

SSH

Secure Shell(SSH) 是由 IETF(The Internet Engineering Task Force) 制定的建立在应用层基础上的安全网络协议。它是专为远程登录会话(甚至可以用Windows远程登录Linux服务器进行文件互传)和其他网络服务提供安全性的协议，可有效弥补网络中的漏洞。通过SSH，可以把所有传输的数据进行加密，也能够防止DNS欺骗和IP欺骗。还有一个额外的好处就是传输的数据是经过压缩的，所以可以加快传输的速度。目前已经成为Linux系统的标准配置。

SSH只是一种协议，存在多种实现，既有商业实现，也有开源实现。OpenSSH免费开源实现在Ubuntu中的应用，如果要在Windows中使用SSH，需要使用另一个软件PuTTY。

SSH的安全机制

SSH之所以能够保证安全，原因在于它采用了非对称加密技术(RSA)加密了所有传输的数据。

传统的网络服务程序，如FTP、Pop和Telnet其本质上都是不安全的；因为它们在网络上用明文传送数据、用户帐号和用户口令，很容易受到中间人（man-in-the-middle）攻击方式的攻击。就是存在另一个人或者一台机器冒充真正的服务器接收用户传给服务器的数据，然后再冒充用户把数据传给真正的服务器。

但并不是说SSH就是绝对安全的，因为它本身提供两种级别的验证方法：

第一种级别（基于口令的安全验证）：只要你知道自己帐号和口令，就可以登录到远程主机。所有传输的数据都会被加密，但是不能保证你正在连接的服务器就是你想连接的服务器。可能会有别的服务器在冒充真正的服务器，也就是受到“中间人攻击”这种方式的攻击。

第二种级别（基于密钥的安全验证）：你必须为自己创建一对密钥，并把公钥放在需要访问的服务器上。如果你要连接到SSH服务器上，客户端软件就会向服务器发出请求，请求用你的密钥进行安全验证。服务器收到请求之后，先在该服务器上你的主目录下寻找你的公钥，然后把它和你发送过来的公钥进行比较。如果两个密钥一致，服务器就用公钥加密“质询”(challenge)并把它发送给客户端软件。客户端软件收到“质询”之后就可以用你的私钥在本地解密再把它发送给服务器完成登录。与第一种级别相比，第二种级别不仅加密所有传输的数据，也不需要在网络上传送口令，因此安全性更高，可以有效防止中间人攻击。

因特网，万维网，互联网什么区别？

参考：因特网，万维网，互联网什么区别？

  1. 首先说一下范围：互联网 > 因特网 > 万维网

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  1. 什么是互联网（internet 注意 i 小写）？
    凡是能彼此通信的设备组成的网络就叫互联网，可以看出，这里互联网的范围很广。

  2. 什么是因特网（Internet 注意 I 大写）？
    是网络与网络之间所串连成的庞大网络，这些网络以一组标准的网络TCP/IP协议族相连，下图展示的是TCP/IP协议族：

  3. 什么是万维网（World Wide Web）？

    万维网是文件、图片、多媒体和其他资源的集合，资源通过超链接互相连接形成网络，并使用统一资源标志符（URL）标识。HTTP是万维网的主要访问协议。

其实大家平常使用的浏览器根据维基百科上的解释，可以称为：万维网浏览器软件，如chrome,firefox

区别总结：

目前由于因特网的广泛使用，因此互联网有时直接指代因特网，但是我们可以从英语名字中看出不同，互联网：internet，因特网：Internet。广义上的互联网是很大的，两台电脑组成的网络也能称为互联网，但是不能称为因特网。

万维网也称为Web，是因特网中的一项服务（web服务），除了万维网，因特网还包括了许多其他服务，例如：电子邮件服务，FTP，Telnet等等。

参考：

https://zh.wikipedia.org/wiki/%E4%B8%87%E7%BB%B4%E7%BD%91

https://www.zhihu.com/question/32248310/answer/59281731

https://www.jianshu.com/p/649d2a0eb

URL与URI

参考：URI与URL

URI 的全称为 Uniform Resource Identifier，即统一资源标志符，URL 的全称为 Universal Resource Locator，即统一资源定位符。

举例来说，https://github.com/favicon.ico 是 GitHub 的网站图标链接，它是一个 URL，也是一个 URI。即有这样的一个图标资源，我们用 URL/URI 来唯一指定了它的访问方式，这其中包括了访问协议 https、访问路径（/ 即根目录）和资源名称 favicon.ico。通过这样一个链接，我们便可以从互联网上找到这个资源，这就是 URL/URI。

URL 是 URI 的子集，也就是说每个 URL 都是 URI，但不是每个 URI 都是 URL。那么，怎样的 URI 不是 URL 呢？URI 还包括一个子类叫作 URN，它的全称为 Universal Resource Name，即统一资源名称。URN 只命名资源而不指定如何定位资源，比如 urn:isbn:0451450523 指定了一本书的 ISBN，可以唯一标识这本书，但是没有指定到哪里定位这本书，这就是 URN。URL、URN 和 URI 的关系可以用图 2-1 表示。

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图2-1 URL、URN 和 URI 关系图

但是在目前的互联网中，URN 用得非常少，所以几乎所有的 URI 都是 URL，一般的网页链接我们既可以称为 URL，也可以称为 URI

维基百科的补充

与URL和URN的关系

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URL方案分类图。URL(定位符)和URN(名称)方案属于URI的子类，URI可以为URL或URN两者之一或同时是URI和URN。技术上讲，URL和URN属于资源ID；但是，人们往往无法将某种方案归类于两者中的某一个：所有的URI都可被作为名称看待，而某些方案同时体现了两者中的不同部分。

URI可被视为定位符（URL），名称（URN）或两者兼备。统一资源名（URN）如同一个人的名称，而统一资源定位符（URL）代表一个人的住址。换言之，URN定义某事物的身份，而URL提供查找该事物的方法。

用于标志唯一书目的ISBN系统是一个典型的URN使用范例。例如，ISBN 0-486-27557-4无二义性地标志出莎士比亚的戏剧《罗密欧与朱丽叶》的某一特定版本。为获得该资源并阅读该书，人们需要它的位置，也就是一个URL地址。在类Unix操作系统中，一个典型的URL地址可能是一个文件目录，例如file:///home/username/RomeoAndJuliet.pdf。该URL标志出存储于本地硬盘中的电子书文件。因此，URL和URN有着互补的作用。

技术观点

URL是一种URI，它标志一个互联网资源，并指定对其进行操作或获取该资源的方法。可能通过对主要访问手段的描述，也可能通过网络“位置”进行标志。例如，http://www.wikipedia.org/这个URL，标志一个特定资源（首页）并表示该资源的某种形式（例如以编码字符表示的，首页的HTML代码）是可以通过HTTP协议从www.wikipedia.org这个网络主机获得的。URN是基于某名字空间通过名称指定资源的URI。人们可以通过URN来指出某个资源，而无需指出其位置和获得方式。资源无需是基于互联网的。例如，URN urn:ISBN 0-395-36341-1 指定标志系统（即国际标准书号ISBN）和某资源在该系统中的唯一表示的URI。它可以允许人们在不指出其位置和获得方式的情况下谈论这本书。

技术刊物，特别是IETF和W3C发布的标准中，通常不再使用“URL”这一术语，因为很少需要区别URL和URI。但是，在非技术文献和万维网软件中，URL这一术语仍被广泛使用。此外，术语“网址”（没有正式定义）在非技术文献中时常作为URL或URI的同义词出现，虽然往往其指代的只是“http”和“https”协议。

MTU与MSS

参考 MTU 和 MSS 区别

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MTU： Maximum Transmit Unit，最大传输单元，即物理接口（数据链路层）提供给其上层（通常是IP层）最大一次传输数据的大小；以普遍使用的以太网接口为例，缺省MTU=1500 Byte，这是以太网接口对IP层的约束，如果IP层有<=1500 byte 需要发送，只需要一个IP包就可以完成发送任务；如果IP层有> 1500 byte 数据需要发送，需要分片才能完成发送，这些分片有一个共同点，即IP Header ID相同。

MSS：Maximum Segment Size ，TCP提交给IP层最大分段大小，不包含TCP Header和 TCP Option，只包含TCP Payload ，MSS是TCP用来限制application层最大的发送字节数。如果底层物理接口MTU= 1500 byte，则 MSS = 1500- 20(IP Header) -20 (TCP Header) = 1460 byte，如果application 有2000 byte发送，需要两个segment才可以完成发送，第一个TCP segment = 1460，第二个TCP segment = 540。

tcp 通讯 MSS 确定

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如上图 端口53842 为 A； 端口 80 为 B。

见上图，TCP SYN消息，A 发送给B 的MSS= 1460，告诉B，B发给A最大segment 为1452 byte.

以后每次通讯，可以看出发送的数据都是 1452 byte。

由上图，可以发现 MSS 的值，取决与 发送端和接收端两者较小的 MSS 的值。

有了IP为什么还要MAC呢？

1.当年设计IP地址的目的是什么呢?

当年设计出IP地址就是因为随着网络中的设备逐渐增多,人们发现路由(也就是寻找数据包从发送方到接收方的路径)变得越来越困难了，于是人们想了一个办法，就是把网络划分成很多个子网。这样,在路由的时候，路由器可以把其他子网看成一个整体来进行计算。对于目的地在其他子网的数据包，路由器只需要让数据包到达那个子网即可，而剩下的工作由子网内部解决。虽然这种方法只能让寻找到的路径接近最优而不保证最优，不过它大大减少了路由器的计算量,利大于弊，所以被采用了。

2.那么为什么我们需要IP地址呢?

因为如果我们只用MAC地址的话,我们会发现路由器需要记住每个MAC地址所在的子网是哪一个(不然每一次收到数据包的时候路由器都要重新满世界地去找这个MAC地址的位置)。而世界上有2^48个MAC地址,这就意味着即使我们给每个MAC地址只留1字节的储存空间，每个路由器也需要256TB的内存!这显然是不可能实现的。这就是我们需要IP地址的原因了。和MAC不同的是，IP地址是和地域相关的。对于位于同一个子网上的设备,我们给他们分配的IP 地址前缀都是一样的，这个前缀就像邮政编码一样。这样，路由器过IP地址的前缀就能知道这个设备在哪个子网上了。现在,路由器只需要记住每个子网的位置即可，大大减少了路由器所需要的内存。

3.既然IP地址不能去掉,那么能不能去掉MAC地址呢?

也不能。因为IP地址是要设备上线以后才能根据他进入了哪个子网来分配的,在设备还没有IP地址的时候(或者分配IP地址的过程中)，我们还需要用MAC地址来区分不同的设备。

总之，MAC地址就像自己的ID号,而IP地址就像带着邮政编码的住址，有各的用途。所以我们需要两个地址，缺一不可。

参考 有了IP为什么还要MAC呢？

本文也从寻址这个很有趣的角度阐述了集线器、交换机一直到路由器的发展思路。

说说我的理解，最初的局域网，MAC足够，慢慢节点越来越多，引入了集线器、交换机，但随着越来越多局域网构成了广域网，2^48大小的MAC数量，交换器受不了。不得已，广域网下将各个局域网都看做子网，只去记录子网位置信息，而MAC是生而不变的，咋办呢？IP登场了，在整个广域网中，IP寻址方便很多了，而路由器中通过各种路由算法和人工配置，IP查找更加方便，大大提高了网络效率。那发展到这一步了，是不是可以丢弃掉MAC了呢？关于丢掉MAC地址，其实把交换机的功能(自学习)从MAC上转到IP，再引入一些其实标识或者信息，完成DHCP动态申请IP等信息也肯定能办到，所以理论上，丢掉MAC也无不可。但很显然...数据链路层的设配去干网络层的事了，这对于分层的网络架构，不够优雅！而且最关键的是，现在留着MAC的代价不大，反倒是优化空间有限，权衡之下，留着也没问题？

posted on 2023-01-04 22:51  DrizzleDrop  阅读(277)  评论(0)  编辑  收藏  举报

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