最新版计算机网络第4版的Ch5广域网.docx

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最新版计算机网络第4版的Ch5广域网

5.2广域网——第4版的第5章广域网

本章先讨论广域网基本概念，包括广域网所提供的两种服务——数据报和虚电路。

接着要讨论分组转发，即网络交换结点怎样知道应通过哪条路径（path）才能将数据转发到所要通信的目的主机。

这就要查找转发表。

本章只讨论查找转发表的简单过程，而转发表是如何建立的则在下一章讨论。

最后介绍三种广域网，即X.25网、帧中继网和采用ATM技术的广域网。

5.1广域网的基本概念

5.1.1广域网的构成

当主机之间的距离较远时，例如，相隔几十或几百公里，甚至几千公里，局域网显然就无法完成主机之间的通信任务。

这时就需要另一种结构的网络，即广域网。

广域网由一些结点交换机以及连接这些交换机的链路组成。

结点交换机执行将分组存储转发的功能。

结点之间都是点到点连接，但为了提高网络的可靠性，通常一个结点交换机往往与多个结点交换机相连。

受经济条件的限制，广域网都不使用局域网普遍采用的多点接入技术。

从层次上考虑，广域网和局域网的区别很大，因为局域网使用的协议主要在数据链路层（还有少量物理层的内容），而广域网使用的协议在网络层。

在广域网中的一个重要问题就是路由选择和分组转发。

然而广域网并没有严格的定义。

通常广域网是指覆盖范围很广（远远超过一个城市的范围）的长距离网络。

由于广域网的造价较高，一般都是由国家或较大的电信公司出资建造。

广域网是因特网的核心部分，其任务是通过长距离（例如，跨越不同的国家）运送主机所发送的数据。

连接广域网各结点交换机的链路都是高速链路，其距离可以是几千公里的光缆线路，也可以是几万公里的点对点卫星链路。

因此广域网首先要考虑的问题是它的通信容量必须足够大，以便支持日益增长的通信量。

图5-1表示相距较远的局域网通过路由器与广域网相连，组成了一个覆盖范围很广的互联网。

这样，局域网就可通过广域网与另一个相隔很远的局域网进行通信。

互联网和路由器的工作原理将在第6章中讨论。

路由器是一种特殊用途的主机，在图中将它画在两种网络之外。

其实它也可同时画在两个网络之中，因为它既属于局域网也属于广域网。

图5-1由局域网和广域网组成互联网

像图5-1所示的互联网，即使覆盖范围很广，一般也不称它为广域网，因为在这种网络中，不同网络的“互连”才是它的最主要的特征。

互联网必须使用路由器来连接，而广域网指的是单个的网络，它使用结点交换机连接各主机而不是用路由器来连接各网络。

结点交换机和路由器都是用来转发分组，它们的工作原理相似。

但区别是：

结点交换机是在单个网络中转发分组，而路由器是在多个网络构成的互联网中转发分组。

广域网和局域网都是互联网的重要组成构件。

尽管它们的价格和作用距离相差很远，但从互联网的角度来看，广域网和局域网却都是平等的（在学完第6章后就能更好地理解这点）。

这里的一个关键就是广域网和局域网有一个共同点：

连接在一个广域网或一个局域网上的主机在该网内进行通信时，只需要使用其网络的物理地址即可。

5.1.2数据报和虚电路

从层次上看，广域网中的最高层就是网络层。

网络层为接在网络上的主机所提供的服务可以有两大类，即无连接的网络服务和面向连接的网络服务。

这两种服务的具体实现就是通常所谓的数据报服务和虚电路服务。

图5-2（a）和（b）分别画出了网络提供数据报服务和提供虚电路服务的特点。

网络层的用户是运输层实体，但为方便起见，可用主机作为网络层的用户。

我们先讨论数据报服务。

网络提供数据报服务的特点是：

网络随时都可接受主机发送的分组（即数据报）。

网络为每个分组独立地选择路由。

网络只是尽最大努力地将分组交付给目的主机，但网络对源主机没有任何承诺。

网络不保证所传送的分组不丢失，也不保证按源主机发送分组的先后顺序以及在多长的时限内必须将分组交付给目的主机。

当需要把分组按发送顺序交付给目的主机时，在目的站还必须把收到的分组缓存一下，等到能够按顺序交付主机时再进行交付。

当网络发生拥塞时，网络中的某个结点可根据当时的情况将一些分组丢弃（请注意，网络并不是随意丢弃分组）。

所以，数据报提供的服务是不可靠的，它不能保证服务质量。

实际上“尽最大努力交付”的服务就是没有质量保证的服务。

图5-2（a）表示主机H1向H5发送的分组，可以看出，有的分组可经过结点A-B-E，而另一些则可能经过结点A-C-E，或A-C-B-E。

在一个网络中可以有多个主机同时发送数据报，例如主机H2经过结点B-E与主机H6通信。

图5-2数据报服务（a）和虚电路服务（b）

再看网络提供虚电路服务的情况。

先设图5-2（b）中主机H1要和主机H5通信。

于是，主机H1先向主机H5发出一个特定格式的控制信息分组，要求进行通信，同时也寻找一条合适的路由。

若主机H5同意通信就发回响应，然后双方就建立了虚电路并可传送数据了。

这点很像电话通信，先拨号建立主叫和被叫双方之间的通路，然后再通话。

在图5-2（b）中，我们设寻找到的路由是A→B→E。

这就是我们要建立的虚电路（VirtualCircuit）：

H1→A→B→E→H5（将它记为VC1）。

以后主机H1向主机H5传送的所有分组都必须沿着这条虚电路传送。

在数据传送完毕后，还要将这条虚电路释放掉。

需要注意的是，由于采用了存储转发技术，所以这种虚电路就和电路交换的连接有很大的不同。

在电路交换的电话网上打电话时，两个用户在通话期间自始至终地占用一条端到端的物理信道。

但当我们占用一条虚电路进行主机通信时，由于采用的是存储转发的分组交换，所以只是断续地占用一段又一段的链路，虽然我们感觉到好像（但并没有真正地）占用了一条端到端的物理电路。

建立虚电路的好处是可以在数据传送路径上的各交换结点预先保留一定数量的资源（如带宽、缓存），作为对分组的存储转发之用。

假定还有主机H2和主机H6通信。

所建立的虚电路为经过B→E两个结点的VC2。

在虚电路建立后，网络向用户提供的服务就好像在两个主机之间建立了一对穿过网络的数字管道（收发各用一条）。

所有发送的分组都按发送的前后顺序进入管道，然后按照先进先出的原则沿着此管道传送到目的站主机。

因为是全双工通信，所以每一条管道只沿着一个方向传送分组。

这样，到达目的站的分组顺序就与发送时的顺序一致，因此网络提供虚电路服务对通信的服务质量QoS（QualityofService）有较好的保证。

网络所提供的上述这两种服务的思路来源不同。

虚电路服务的思路来源于传统的电信网。

电信网将其用户终端（电话机）做得非常简单，而电信网负责保证可靠通信的一切措施，因此电信网的结点交换机复杂而昂贵。

数据报服务使用另一种完全不同的新思路。

它力求使网络生存性好和使对网络的控制功能分散，因而只能要求网络提供尽最大努力的服务。

但这种网络要求使用较复杂且有相当智能的主机作为用户终端。

可靠通信由用户终端中的软件（即TCP）来保证。

从20世纪70年代起，关于网络层究竟应当采用数据报服务还是虚电路服务，在网络界一直在进行争论。

问题的焦点就是网络要不要提供网络端到端的可靠通信？

OSI一开始就按照电信网的思路来对待网络，坚持“网络提供的服务必须是非常可靠的”这样一种观点，因此OSI在网络层（以及其他的各个层次）采用了虚电路服务。

然而美国ARPANET的一些专家则认为，根据多年的实践证明，不管用什么方法设计网络，网络（这可能由多个网络互连而成）提供的服务并不可能做得非常可靠，用户主机仍要负责端到端的可靠性。

所以他们认为：

让网络只提供数据报服务就可大大简化网络层的结构。

当然，网络出了差错不去处理而让两端的主机来处理肯定会延误一些时间，但技术的进步使得网络出错的概率已越来越小，因而让主机负责端到端的可靠性不但不会给主机增加更多的负担，反而能够使更多的应用在这种简单的网络上运行。

因特网能够发展到今天这样的规模，充分说明了在网络层提供数据报服务是非常成功的。

除以上的区别外，数据报服务和虚电路服务还都各有一些优缺点。

根据统计，网络上传送的报文长度，在很多情况下都很短。

若采用128个字节为分组长度，则往往一次传送一个分组就够了。

这样，用数据报既迅速又经济。

若用虚电路，为了传送一个分组而建立虚电路和释放虚电路就显得太浪费网络资源了。

为了在交换结点进行存储转发，在使用数据报时，每个分组必须携带完整的地址信息。

但在使用虚电路的情况下，每个分组不需要携带完整的目的地址，而仅需要有个很简单的虚电路号码的标志，这就使分组的控制信息部分的比特数减少，因而减少了额外开销。

对待差错处理和流量控制，这两种服务也是有差别的。

在使用数据报时，主机承担端到端的差错控制和流量控制。

在使用虚电路时，分组按顺序交付，网络可以负责差错控制和流量控制。

数据报服务对军事通信有其特殊的意义。

这是因为每个分组可独立地选择路由。

当某个结点发生故障时，后续的分组就可另选路由，因而提高了可靠性。

但在使用虚电路时，结点发生故障就必须重新建立另一条虚电路。

数据报服务还很适合于将一个分组发送到多个地址（即广播或多播）。

这一点正是当初ARPANET选择数据报的主要理由之一。

表5-1归纳了虚电路服务与数据报服务的主要区别。

表5-1虚电路服务与数据报服务的对比

对比的方面

虚电路服务

数据报服务

思路

可靠通信应当由网络来保证

可靠通信应当由用户主机来保证

连接的建立

必须有

不要

目的站地址

仅在连接建立阶段使用，每个分组使用短的虚电路号

每个分组都有目的站的全地址

分组的转发

属于同一条虚电路的分组均按照同一路由进行转发

每个分组独立选择路由进行转发

当结点出故障时

所有通过出故障的结点的虚电路均不能工作

出故障的结点可能会丢失分组，一些路由可能会发生变化

分组的顺序

总是按发送顺序到达目的站

到达目的站时不一定按发送顺序

端到端的差错处理和流量控制

可以由分组交换网负责也可以由用户主机负责

由用户主机负责

5.2广域网中的分组转发机制

我们知道分组交换网的分组转发是基于查表的，本节就是讨论这种查表的机制。

这一节所讨论的分组转发机制，也是下一章学习互联网的路由选择的基础[COME01]。

在讨论转发机制之前要先说明一下，“转发”（forwarding）和“路由选择”（routing）这两个名词的使用在过去有些混乱。

现在的文献倾向于将它们区分开来[PETE00]。

转发就是当交换结点收到分组后，根据其目的地址查找转发表（forwardingtable），并找出应从结点的哪一个接口将该分组发送出去。

路由选择则是构造路由表（routingtable）①的过程。

路由表是根据一定的路由选择算法得到的，而转发表又是根据路由表构造出的。

—————————————————————

①注：

名词route和routing的标准译名是“路由”和“路由选择”[MINGCI94]。

但routingtable的标准译名是“路由表”而不是“路由选择表”，这可能是为了使译名更简洁些。

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总之，路由选择协议负责搜索分组从某个结点到目的结点的最佳传输路由，以便构造路由表。

从路由表再构造出转发分组的转发表。

分组是通过转发表进行转发的。

需要注意的是，当讨论一些原理时，为了使讨论更简单些，在许多文献中没有严格区分“转发”和“路由选择”，也不一定使用“转发表”这一名词（例如，在转发分组时不是说“查找转发表”而是说“查找路由表”）。

这样做并不影响对问题实质的理解。

5.2.1在结点交换机中查找转发表

在讨论转发表之前，应先知道广域网是怎样给接入到网络的每一台主机进行编址的。

这个问题很重要，因为没有地址的主机是无法在网络中进行通信的。

1.层次结构的地址结构

第4章讨论的局域网采用了平面地址结构（flataddressing）。

对不需要进行路由选择的局域网，这种结构非常方便。

然而在广域网中，分组往往要经过许多的结点交换机的存储转发才到达目的地。

在广域网中每一个结点交换机中都有一个转发表，里面存放了到达每一个主机的路由。

显然，广域网中的主机数越多，查找转发表就越费时间。

为了减少查找转发表所花费的时间，在广域网中一般都采用层次地址结构（hierarchicaladdressing）。

最简单的层次结构地址就是把一个用二进制数表示的主机地址划分为前后两部分。

前一部分的二进制数表示该主机所连接的分组交换机的编号，而后一部分的二进制数表示所连接的分组交换机的端口号，或主机的编号（图5-3）。

网络中的结点交换机分为两种：

（1）仅和其他结点交换机相连接；

（2）除了和其他结点交换机相连接，还要和用户主机相连接。

这两种交换机的主要区别是：

第一种交换机的连接端口都是高速端口（因为交换机之间的线路速率较高），而第二种交换机还要有一些和主机连接的低速端口。

图5-3最简单的层次地址

例如在图5-4中有三个交换机，其编号分别为1,2和3。

每个交换机所连接的主机也按接入的低速端口编上号码。

这样，交换机1所接入的两个主机的地址就分别记为[1,1]和[1,3]（标注在图中的主机旁边）。

如果我们用8个比特来表示主机地址，而交换机的编号和低速端口的编号都各用4个比特，那么上述的两个主机的地址就分别是00010001和00010011。

不难看出，采用这种编址方法，在整个广域网中的每一台主机的地址一定是惟一的。

实际上，在许多情况下，用户和应用程序不必知道这个地址是分层结构的，而可以将这样的地址简单地看成是一个数。

图5-4主机在广域网中的地址和交换机中的转发表

下面我们先看一下结点交换机是怎样转发分组的。

为简单起见，图5-4中只画出了结点交换机2中的转发表，并只给出了转发表中最重要的两个内容，即一个分组将要发往的目的站，以及分组发往的下一跳（nexthop）①。

例如，图5-4中有一个欲发往主机[3,2]的分组到达了交换机2。

在转发表的第3行找出下一跳应为“交换机3”。

于是按照转发表的这个指示将该分组转发到交换机3。

如果分组的目的地是直接连接在本交换机上的主机，则不需要再将分组转发到别的交换机，这时转发表上注明的就是：

“直接”。

例如，有一个欲发往主机[2,1]的分组到达了交换机2。

查找转发表后在第5行找出，其下一跳应为“直接”，表明该分组已经到达了最后一个交换机，而目的主机就连接在这个交换机上。

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①注：

术语hop的标准译名是“跳”。

一个分组在网络中经过一个个的结点交换机存储转发，最后到达目的地，也就是“一跳”接“一跳”地向前转发。

“下一跳”也可称为“下一站”，但“下一站”不够准确，因为“站”一般是指连接在网络上的主机（即工作站或站）而不是指网络中的结点交换机，而“跳”则带有转发的含义。

有时在转发表上没有写上“下一跳”而是写上“转发端口”。

这实质上是一样的。

因为“转发端口”和“下一跳”是一一对应的。

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读者应当注意，转发表中没有源站地址这一项。

这是因为在分组转发中的下一跳只取决于数据报中的目的站地址，而与源站地址无关。

这是一个很重要的概念，应记住。

2.按照目的站的交换机号确定下一跳

仔细再看一下图5-4就可发现，这种转发表还可进行简化。

这是因为只要转发表中目的站的交换机号相同，那么查出的“下一跳”就是相同的。

因此在确定下一跳时，我们可以不必根据目的站的完整地址，而是可以仅仅根据目的站地址中的交换机号。

所以，若将转发表中的“目的站”定义为“目的主机地址中的交换机号”（即不管主机的编号是多少），那么转发表就可进一步简化。

例如，图5-4交换机2中的转发表压缩为3行，即将交换机号相同的行合并。

若每个交换机连接10台主机，则简化后的转发表就只有原来的十分之一大小。

采用两个层次的编址方案可使转发分组时只根据分组的第一部分地址（交换机号），即在进行分组转发时，只根据收到的分组的主机地址中的交换机号。

只有当分组到达与目的主机相连的结点交换机时，交换机才检查第二部分地址（主机号），并通过合适的低速端口将分组交给目的主机。

在互联网环境下也是采用这种分层次转发分组的原理。

5.2.2在路由表中使用默认路由

从上面的讨论可知，所谓广域网的路由问题就是要解决分组在各交换机中应如何进行转发。

前面所提到的转发表就是为了解决广域网的路由问题而在交换机中专门设置的。

因此，在专门研究广域网的路由问题时，可用图论中的“图（graph）”来表示整个广域网，用“结点”表示广域网上的结点交换机，用连接结点与结点的“边”表示广域网中的链路。

至于连接在结点交换机上的主机由于与分组转发无关（因为现在我们是根据主机所连接到的交换机号进行分组的转发），因此在图中一律不画上主机而只剩下各结点交换机。

这样得出的较简明的图对于讨论分组转发是非常清晰的。

图5-5左边是一个具有4个结点交换机的例子，而右边则是对应的图。

图中结点表示交换机，圆圈中的数字就是结点交换机号，连接两结点的边表示连接交换机的链路。

图5-5用图表示一个广域网

根据图5-5所示的图，可得出每一个结点中的转发表（图5-6）。

在“下一跳”下面的“直接”，表示就通过“本交换机”直接发往所连接的主机，而不要再转发到其他结点。

图5-6图5-5中每一个结点的转发表

分析图5-6所示的转发表，就可发现还可再将转发表进一步简化。

例如，在结点1的转发表中，当目的站为2，3或4时，分组都是转发到结点3，因而“下一跳”这一列中的“3”是重复出现的。

为什么会出现这种情况呢？

只要看一下图5-5就知道了。

结点1只有一条链路连接到结点3。

从结点1发往其他任何结点的分组都只能先转发到结点3。

在较小的网络中，转发表中重复的项目不多。

但很大的广域网的转发表中就有可能出现很多的重复项目。

这会导致搜索转发表时花费较长的时间。

为了减少转发表中的重复项目，可以用一个默认路由（defaultroute）代替所有的具有相同“下一跳”的项目。

默认路由比其他项目的优先级低。

若转发分组时找不到明确的项目对应，才使用默认路由。

图5-7为使用了默认路由的简化转发表，其中有下划线的是默认路由。

图5-7使用了默认路由的简化转发表

从图5-7可看出，只有超过一个以上的目的站有相同的下一跳时，使用默认路由才会使转发表更加简洁，才能减少查找转发表的时间。

到目前为止，我们已经讨论了怎样查找转发表，找到下一跳。

然而我们还没有讨论转发表中的各项目是怎样写入的。

像图5-5所示的简单网络，我们稍加观察就能写出所有结点的转发表。

但对于大型广域网（如有上百个或更多的结点）情况就不同了。

在这种情况下就必须使用合适的路由算法。

所谓“路由算法”就是用于产生路由表的算法。

有关路由算法的问题我们将在下一章进行讨论。

5.3拥塞控制

拥塞控制是广域网和互连网中的一个很重要的问题。

本节从一般意义上介绍拥塞控制的意义和拥塞控制的基本原理。

5.3.1拥塞控制的意义

在计算机网络中的链路容量（即带宽）、交换结点中的缓存和处理机等，都是网络的资源。

在某段时间，若对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏。

这种情况就叫做拥塞（congestion）。

可以将出现资源拥塞的条件写成如下的关系式：

（5-1）

若网络中有许多资源同时产生拥塞，网络的性能就要明显变坏，整个网络的吞吐量将随输入负荷的增大而下降。

有人可能会说：

“只要任意增加一些资源，例如，将结点缓存的存储空间扩大，或将链路更换为更高速率的链路，或将结点处理机的运算速度提高，就可以解决网络拥塞的问题。

”其实不然。

这是因为网络拥塞是一个非常复杂的问题。

简单地采用上述做法，在许多情况下，不但不能解决拥塞问题，而且还可能使网络的性能更坏。

网络拥塞往往是由许多因素引起的。

例如，当某个结点缓存的容量太小时，到达该结点的分组因无存储空间暂存而不得不被丢弃。

现在设想将该结点缓存的容量扩展到非常大。

于是凡到达该结点的分组均可在这缓存的队列中排队，不受任何限制。

由于输出链路的容量和处理机的速度并未提高，因此在这队列中的绝大多数分组的排队等待时间将会很长很长，结果上层软件只好将它们进行重传（因为早就超时了）。

由此可见，简单地扩大缓存的存储空间同样会造成网络资源的严重浪费，因而解决不了网络拥塞的问题。

又如，处理机处理的速率太慢可能引起网络的拥塞。

简单地将处理机的速率提高，可能会使上述情况缓解一些，但往往又会将瓶颈转移到其他地方。

问题的实质往往是整个系统的各个部分不匹配。

只有所有的部分都平衡了，问题才会得到解决。

拥塞常常使问题趋于恶化。

如果一个路由器没有足够的缓存空间，它就会丢弃一些新到的分组。

但当分组被丢弃时，发送这一分组的相邻路由器就会重传这一分组，甚至可能还要重传多次。

发送端在未收到确认之前必须保留所发分组的副本以便进行可能的重传。

可见在接收端产生的拥塞反过来会引起发送端缓存的拥塞。

拥塞控制与流量控制的关系密切，它们之间也存在着一些差别。

拥塞控制所要做的都有一个前提，就是网络能够承受现有的网络负荷。

拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的主机、所有的路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。

相反，流量控制往往指在给定的发送端和接收端之间的点对点通信量的控制。

流量控制所要做的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。

流量控制几乎总是存在着从接收端到发送端的某种直接反馈，使发送端知道接收端是处于怎样的状况。

可以用一个简单例子说明这种区别。

设有一个光纤网络，其链路传输速率为1000Gb/s。

有一个巨型计算机向一个PC机以1Gb/s的速率传送一个文件。

显然，网络本身的带宽是足够大的，因而不存在产生拥塞的问题。

但流量控制却是必须的，因为巨型计算机必须经常停下来，以便使PC机来得及接收。

但如果有另一个网络，其链路传输速率为1Mb/s，而有1000台大型计算机连接在这个网络上。

假定其中的500台计算机分别向其余的500台计算机以100kb/s的速率发送文件。

那么现在的问题已不是接收端的大型计算机是否来得及接收，而是整个网络的输入负载是否超过网络所能承受的。

拥塞控制和流量控制之所以常常被弄混，是因为某些拥塞控制算法是向发送端发送控制报文，并告诉发送端，网络已出现麻烦，必须放慢发送速率。

这点又和流量控制是很相似的。

进行拥塞控制需要付出代价。

这首先需要获得网络内部流量分布的信息。

在实施拥塞控制时，还需要在结点之间交换信息和各种命令以便选择控制的策略和实施控制。

这样就产生了额外开销。

拥塞控制有时需要将一些资源（如缓存、带宽等）分配给个别用户（或一些类别的用户）单独使用，这样就使得网络资源不能更好地实现共享。

十分明显，在设计拥塞控制策略时，必须全面衡量得失。

在图5-8中的横坐标是提供的负载（offeredload），代表单位时间内输入给网络的分组数目。

因此提供的负载也称为输入负载或网络负载。

纵坐标是吞吐量（throughput），代表单位时间内从网络输出的分组数目。

具有理想拥塞控制的网络，在吞吐量饱和之前，网络吞吐量应等于提供的负载，故吞吐量曲线是45的斜线。

但当提供的负载超过某一限度时，由于网络资源受限，吞吐量不再增长而保持为水平线，即吞吐量达到饱和。

这就表明提供的负载中有一部分损失掉了（例如，输入到网络的某些分组被某个结点丢弃了）。

虽然如此，在这种理想的拥塞控制作用下，网络的吞吐量仍然维持在其所能达到的最大值。

图5-8拥塞控制所起的作用

但是，实际网络的情况就很不相同了。

从图5-8可看出，随着提供的负载的增大，网络吞吐量的增长速率逐渐减小。

也就是说，在网络吞吐量还未达到饱和时，就已经有一部分的输入分组被丢弃了。

当网络的吞吐量明显地小于理想的吞吐量时，网络就进入了轻度拥塞的状态。

更值得注意的是，当提供的负载达到某一数值时，网络的吞吐量反而随