四川大学「计算机网络」课程笔记（四川大学计算机教材）

个人主页：Somnia1337

1 计算机网络和因特网

什么是因特网

终端系统通过通信链路和分组交换机连接。

数据包：在端系统之间发送数据时，数据被分段，并在每个分段中添加头字节以形成信息包。

数据包交换机：发送网络数据包，包括路由器和链路层交换机。

终端系统通过互联网服务提供商（ISP）访问互联网。每个ISP 都是一个由多个分组交换机和多个通信链路组成的网络。

协议：协议定义了多个通信实体之间交换的消息的格式和顺序、发送和接收消息以及其他事件时要采取的动作，并控制互联网上信息的发送和接收。

TCP（Transmission Control Protocol，传输控制协议）和IP（Internet Protocol，网际协议）是最重要的协议。

让我们将人类通信过程与协议系统进行比较。

网上解释

配置

硬件：终端系统、通信链路、分组交换机软件：网络应用、协议是网络的网络服务：为分布式应用提供运行条件

网络边缘

终端系统：应用程序在终端系统（也称为主机）上运行。

主机分为客户端和服务器。

网络核心

通过网络链路和交换机传输数据有两种基本方法：分组交换和电路交换。

分组交换

存储转发传输

数据包以通信链路的最大传输速率传输。例如，数据包大小为：

L

L

L位，链路的传输速度为

右

右

R bps，发送一个数据包所花费的时间

L

右

\\大\\压裂{L}{R}

RL。

存储转发传输：在交换机将数据包发送到输出链路之前，必须接收整个数据包。大多数分组交换机都使用这种机制。

存储转发发送会影响发送延迟。考虑以下传输路径。

源–路由器–目的地

请使用上面的符号

L

L

土地

右

右

R，忽略传播延迟（比特流以大约光速穿过线路所需的时间），我们得到：

一会儿

0

0

0：源开始传输，路由器立即接收第一位，但由于存储转发机制而无法开始向目的地传输。一会儿

L

右

\\大\\压裂{L}{R}

RL：路由器接收整个数据包并开始将其发送到目的地。一会儿

2

L

右

\\large \\frac{2 L}{R}

R2L：目的地接收整个数据包。

最后一集

2

L

右

\\large \\frac{2 L}{R}

R2L。

如果路由器立即将其收到的每一位转发到目的地，则最终时间将是：

L

右

\\大\\压裂{L}{R}

RL。

经过

氮

氮

N个项目所占的比例为

右

右

由从源发送到目的地的R 链路组成的路径

1

1

1 个数据包的端到端延迟：

d

=

氮

L

右

d=N \\frac{L}{R}

d=NRL

发送

磷

磷

P包端到端时延：

d

=

（

氮

+

磷

–

1

）

L

右

d=(N + P – 1) \\frac{L}{R}

d=(N+P1)RL

排队时延和分组丢失

每个分组交换机连接到多个链路并为每个链路维护一个输出缓冲器/输出队列。它用于存储路由器准备发送到链路上下一个节点的数据包。

如果数据包到达，但目标传出链路正忙于发送其他数据包，则到达的数据包只能在输出缓冲区中等待。这种延迟称为排队延迟。

缓存的大小有限制。当缓存已满时，到达缓存的下一个数据包将被丢弃。这称为数据包丢失。

转发表和路由选择协议

每个端系统都有一个IP地址，从源发送到目的地的数据包头包含目的地的IP地址。

每个路由器都有一个转发表，将目标地址映射到传出链路。当数据包到达时，路由器检查目标IP地址并搜索转发表以将数据包输出到正确的出站链路上。

Internet 路由协议用于自动设置转发表。

电路交换

与按需分配资源的分组交换不同，电路交换保留终端系统之间通信所需的资源（缓冲区、传输速度等）。

使用餐厅类比来比较这两种兑换方法。

团体交换不接受预订，因此您可能需要在抵达后立即就餐，或者可能需要等待。 Circuit Switch 只接受预订，因此您到达后即可享用餐点。

电路交换假设可以容纳特定的链路。

氮

氮

对于N条线，每个连接占用以下之一：

1

1

1、占用链路带宽资源。

1

氮

\\large \\frac{1}{N}

对于N1，链路的总传输速率为

右

右

对于R，每个连接如下所示：

右

氮

\\大\\压裂{R}{N}

NR 独家费率。

电路交换中的复用

链路中的电路通过频分复用（FDM）和时分复用（TDM）来实现。

环境

氮

氮

N 是电路总数，

乙

乙

B是链路带宽，

时间

时间

T 是帧速率（

1

1

1 帧

=

=

=

氮

氮

氮

\\次

x 时区），

中号

中号

M是时隙中的比特数。

FDM：每条线路按以下速率获取连续的带宽部分：

乙

氮

\\大\\压裂{B}{N}

注意：TDM：每条线路定期在短时间间隔（时隙）内获得完整带宽。

时间

中号

T M

TM。

分组交换与电路交换的对比

分组交换比电路交换提供更好的性能。

电路交换在不考虑需求的情况下预先分配资源，导致浪费已分配但未使用的链路时间。线路切换需要为每个连接预留一条线路，并且可以支持较低的并发量。

网络的网络

互联网是一个网络的网络。

它由十几家一级ISP 和数十万家下级ISP 组成。下层ISP 与上层ISP 相连，并且彼此相连。用户和内容提供商是下层ISP 的客户，下层ISP 是上层ISP 的客户。

分组交换网中的时延、丢包和吞吐量

分组交换网中的时延概述

当数据包沿着特定路径从一个节点传输到后续节点时，主要延迟是：

英文延迟（~delay） 原因大小顺序节点处理节点处理检查数据包头

检查位级错误

选择传出链接。 s 排队到达并在该数据包之前排队的数据包。 s/ms 传输传输将数据包的所有位发送到传出链路。 s/ms 传播位通过传出链路到达下一个节点。多发性硬化症

这些延迟的总和称为总节点延迟。

传输延迟和传播延迟的比较：

传输延迟：节点将数据包的所有位发送到传出链路所花费的时间。

L

右

\\大\\压裂{L}{R}

RL（含义见上文） 传播延迟：一个比特从当前节点传播到下一个节点所花费的时间为

d

s

\\大\\frac{d}{s}

sd（两个节点之间的距离除以传播速度），

s

s

s 是光速的近似值（大约

[

2

,

3

]

1

0

8

[2, 3] \\ 乘以10^8

[2,3]108 m/s) 两个决策变量相互独立。换句话说：

传输延迟和

d

d

或者

s

s

与传播延迟无关，

L

L

L 或

右

右

R无所谓

排队时延和丢包

排队时延

不同的数据包可能有不同的队列延迟。如果空队列中同时有10个报文到达，则第一个报文没有排队时延，第10个报文排队时延最长。

环境

是

是

a 是到达队列的数据包的平均速率（以数据包/秒为单位）并使用。

L

L

L。

右

右

对于R，到达队列的平均比特率为：

是

L

L

aL bps，称为比率

是

L

右

\\large \\frac{a L}{R}

RaL 是流动强度。什么时候

是

L

右

1

{\\large \\frac{a L}{R}} 1

当RaL为1，即比特到达队列的平均速率超过队列发出的平均速率时，队列趋于无限增长，队列时延趋于增大。

无穷大

\\infty

无穷大。

原则：设计系统时，流量强度不能大于

1

1

1。

假设分组的到达是随机的，且队列容量无限，平均排队时延与流量强度的关系为：

丢包

现实中，队列的容量有限，随着流量强度接近

1

1

1，路由器将 丢弃 无法容纳的分组，造成分组丢失。

端到端时延

上文的时延是针对一个结点而言，现在考虑从源到目的地的总时延。设二者之间有

N

N

N 条链路，且网络无拥塞（排队时延为

0

0

0），则端到端时延：

d

e

n

d

−

e

n

d

=

N

(

d

p

r

o

c

+

d

t

r

a

n

s

+

d

p

r

o

p

)

d_{end-end} = N (d_{proc} + d_{trans} + d_{prop})

dend−end​=N(dproc​+dtrans​+dprop​)

Traceroute

端系统、应用程序和其他时延

要向共享媒体传输分组的端系统可以有意延迟其传输，以与其他端系统共享媒体。经 IP 语音(VoIP) 应用中的媒体分组化时延。

计算机网络中的吞吐量

考虑从主机 A 到主机 B 传输一个大文件：

在任意时刻，称主机 B 接收到该文件的速率（以 bps 计）为 瞬时吞吐量。设

F

F

F 为文件的总比特数，

T

T

T 为主机 B 接收整个文件的用时（以 s 计），称比率

F

T

\\large \\frac{F}{T}

TF​ 为 平均吞吐量。
某网络的吞吐量取决于其 瓶颈链路 的传输速率，即

m

i

n

{

R

1

,

R

2

,

⋯
 

,

R

n

}

{\\rm{min}}\\{R_1, R_2, \\cdots, R_n\\}

min{R1​,R2​,⋯,Rn​}。

协议层次及其服务模型

分层的体系结构

分层的优点：对于大而复杂且需要不断更新的系统，改变某个服务的实现不会影响其他组件的功能。

协议分层

五层因特网协议栈功能应用层网络应用程序及其应用层协议运输层在应用程序端点之间传送应用层报文网络层在主机之间传输分组链路层在结点之间传输分组物理层在结点之间传输比特
“分组”在各层中的名称：

应用层：报文 | message运输层：报文段 | segment网络层：数据报 | datagram链路层：帧 | frame

OSI 模型

七层 ISO OSI 参考模型应用层表示层会话层运输层网络层链路层物理层

封装

分组在各层之间传输的过程中，每层都在分组头部添加本层的附加信息，称为 封装。

2 应用层

应用层协议原理

网络应用程序体系结构

应用程序体系结构 由开发者设计，规定了如何在各种端系统上组织该应用程序。

2 种主流的体系结构：客户 – 服务器体系结构，对等体系结构。

在 客户 – 服务器体系结构(CS) 中，有一个总是打开的主机（服务器），它服务于来自许多其他主机（客户）的请求。

较大型的网络站点配备大量的主机构成数据中心，用作大型的虚拟服务器。

在 对等体系结构(P2P) 中，应用程序在间断连接的主机对之间直接通信，称这些主机对为对等方，它们对位于数据中心的服务器有最小的依赖。

很多流量密集型应用程序采用对等体系结构，如文件共享（BitTorrent），对等方协助下载加速器（迅雷）等。

进程通信

进行网络通信的是进程而非程序，一个进程可以视为一个运行在端系统上的程序。

两个端系统上的进程通过网络交换 报文 进行通信，发送进程生成并向网络中发送报文，接收进程接收该报文并可能发回一个报文作为响应。

客户和服务器进程

在给定的一对进程之间的通信场景中，视发起通信的进程为客户，视在会话开始时等待联系的进程为服务器。

进程与计算机网络之间的接口

进程通过称为 套接字(socket) 的软件接口与网络交换报文。

用房子和门类比进程和套接字：进程相当于房子，套接字相当于门，发送进程发送报文相当于将报文从门推出去，报文在接收进程处也通过门被接收。

套接字是建立网络应用程序的可编程接口，因此也称为应用程序和网络之间的 API。

进程寻址

为了标识接收进程的地址，需要指定：

主机的地址：IP 地址接收进程在该主机中的标识符：端口号
常见端口号：

Web 服务器：80邮件服务器：25

可供应用程序使用的运输服务

可靠数据传输

可靠数据传输：确保由应用程序的一端发送的数据正确、完整地交给另一端。

运输层协议为应用程序提供进程到进程的可靠数据传输。

吞吐量

可用吞吐量：发送进程能够向接收进程交付比特的速率。

运输层协议能以特定速率提供确保的可用吞吐量。

定时

例如，保证每个比特到达接收方的套接字耗时不高于

100

100

100 ms。

安全性

在发送和接收进程间提供机密性，以防该数据在传输途中被观察到。

因特网提供的运输服务

因特网为应用程序提供 2 个运输层协议：TCP 和 UDP。

TCP 服务

面向连接的服务：在应用层数据报文开始传输前，TCP 让客户和服务器交换运输层控制信息，称为握手。握手之后，一条全双工的 TCP 连接在两进程的套接字之间建立。报文传输结束后，该连接被拆除。可靠的数据传输服务：无差错、按正确顺序交付发送的所有数据。
网络拥塞时，TCP 的拥塞控制机制将抑制发送进程并限制每一个 TCP 连接。

安全套接字层(SSL)：TCP 的加强版本，提供了关键的进程间安全服务。

UDP 服务

UDP 是只提供最小必要服务的轻量级协议，是 无连接的（因此无握手过程）。

UDP 提供一种不可靠的数据传输服务，无法保证报文的正确性、完整性或到达顺序。

因特网运输协议所不提供的服务

因特网通常能提供可靠数据传输和安全性服务，而不保证吞吐量或定时服务。

应用层协议

应用层协议 定义了进程间如何交换报文：

报文的类型各类报文的语法字段的语义发送报文的时间和方式进行响应的规则
应用层协议只是网络应用的一部分。

应用应用层协议运输层协议电子邮件SMTPTCP远程终端访问TelnetTCPWebHTTPTCP文件传输FTPTCP流媒体专用UDP 或 TCP网络电话专用UDP 或 TCP远程文件服务器NFSUDP网络管理SNMPUDP路由选择协议RIPUDP名字转换DNSUDP

Web 和 HTTP

1990s，万维网 诞生，简称 Web，是一个因特网应用。

不同于无线电广播或电视的用户只能被动接收内容，Web 是按需操作的，用户可以主动获取想要的内容。

HTTP 概况

超文本传输协议(HTTP)：Web 的应用层协议，是 Web 的核心。

术语：

对象：一个文件，如一个 HTML 文件、一个 JPEG 图形、一个 Java Applet 等，通过 URL 寻址。Web 页面：也称文档，由若干 对象 组成，一般含一个 HTML 基本文件和若干引用对象。
HTTP——

仅由客户程序和服务器程序实现定义了客户向服务器请求 Web 页面 的方式，以及服务器向客户传输的方式使用 TCP 作为其运输层协议，采用 CS 体系结构不保存关于客户的信息，属于 无状态协议

非持续连接和持续连接

每个请求 / 响应对经由——

一个单独的 TCP 连接发送 => 非持续连接同一个 TCP 连接发送 => 持续连接

采用非持续连接的 HTTP

假设一个被请求的页面含

1

1

1 个 HTML 基本文件和

10

10

10 个引用对象：

客户进程由端口 80 发起一个到服务器的 TCP 连接，随后该连接建立。客户经其套接字向服务器发送一个 HTTP 请求报文。服务器经其套接字接收该请求报文，从其存储器中检索出请求的对象，在一个 HTTP 响应报文中进行封装，通过其套接字向客户端发送该响应报文。服务器进程通知 TCP 断开该 TCP 连接（实际上尚未断开，连接将持续到 TCP 确保客户无误地接收完成）。客户接收整个响应报文，随后断开 TCP 连接。客户解析响应报文，发现有

10

10

10 个对象，对每一个重复步骤 1 ~ 5。全部完成后，显示 Web 页面。
本例中，一次 Web 页面的请求导致了

11

11

11 个 TCP 连接的建立。

不同的浏览器可能会以不同的方式解释同一个页面，这一过程与 HTTP 无关。

实际上，浏览器一般可以打开

5

5

5 ~

10

10

10 个并行的 TCP 连接，每个连接执行一个请求。

往返时间(RTT)：一个短分组（忽略传输时延）从客户到服务器再返回客户所花费的时间，包含其余 3 种时延（结点处理、排队、传播）。

“三次握手”：客户向服务器发送一个小 TCP 报文段，服务器用一个小 TCP 报文段作出响应和确认，客户再向服务器返回确认。

请求一个短对象的总响应时间：约

2

2

2 RTT，第 1 个用于建立 TCP 连接，第 2 个用于请求和接收该对象：

采用持续连接的 HTTP

如果采用持续连接，服务器在发送响应后保持该 TCP 连接打开，使得后续的客户请求和服务器的响应报文无需反复新建、断开更多的 TCP 连接。

HTTP 默认使用 带流水线 的 持续连接。

HTTP 报文格式

HTTP 请求报文

GET /somedir/page.html HTTP/1.1
Host: www.someschool.edu
Connection: close
User-agent: Mozilla/5.0
Accept-language: fr

HTTP 请求报文 的首行为 请求行，随后的几行为 首部行，在一个额外的空行之后可能有 实体体。

请求行
方法字段：取 GET / POST / HEAD / PUT / DELETE。URL 字段：请求对象的标识。HTTP 版本字段。 首部行
Host：对象所在的主机。考虑到连接已经建立，这看似不必要，但其实是 Web 缓存器（见下文）所要求的。Connection：取 close / keep-alive，控制非持续连接 / 持续连接。User-agent：客户端代理标识，表示客户端所使用的浏览器，以便服务器返回对象的特定版本。Accept-language：接受的语言，如 fr 表示法语。 实体体：使用 POST 方法提交表单（如使用搜索引擎查询）时，会用到实体体，此时服务器根据用户的请求返回特定的内容。
更多方法字段：

HEAD：类似于 GET，但不返回对象，用于调试。PUT：上传对象到服务器。DELETE：删除服务器中的对象。

HTTP 响应报文

HTTP/1.1 200 OK
Connection: close
Date: Tue, 09 Aug 2011 15:44:04 GMT
Server: Apache/2.2.3 (Centos)
Last-Modified: Tue, 09 Aug 2011 15:11:03 GMT
Content-Length: 6821
Content-Type: text/html

HTTP 响应报文 的首行为 状态行，其后的 首部行 和 实体体 与 HTTP 请求报文相同。

状态行
HTTP 版本字段。状态码及相应的状态短语：
200 OK301 Moved Permanently400 Bad Request404 Not Found 首部行
Date：报文本身产生的时间。Server：服务器信息。Last-Modified：对象最后修改的时间（用于更新 Web 缓存）。Content-Length 和 Content-Type 的含义如字面。 实体体：包含响应的对象，如一个 HTML 文档。

用户与服务器的交互：cookie

cookie 使得无状态的 HTTP 得以标识用户。

cookie 技术包含的组件：

HTTP 请求报文和响应报文的首部行。客户端系统中的一个文件，由浏览器管理。服务器端系统中的数据库。

Web 缓存

Web 缓存器/代理服务器：能够代表初始 Web 服务器满足 HTTP 请求的网络实体。

可以配置浏览器，使所有 HTTP 请求首先指向 Web 缓存器。

Web 缓存器的作用：

缩短对客户请求的响应时间减少一个机构的接入链路到因特网的通信量减少整个因特网的 Web 流量

条件 GET 方法

条件 GET 方法 使得缓存器可以验证其缓存的对象是否是最新版本。

条件 GET 请求报文：一个使用 GET 且包含首部行 If-Modified-Since 的请求报文。

假设某响应报文有这样的首部行：

Last-Modified: Wed, 7 Sep 2011 09:23:24

一周后，另一个用户请求了同一内容，那么缓存器将发出条件 GET 请求报文：

If-Modified-Since: Wed, 7 Sep 2011 09:23:24

这个时间正是上一次收到对象时 Last-Modified 首部行的内容。如果对象在这一周内没有被修改，服务器将返回状态码 304 Not Modified 且不再返回这个完全相同的对象，这样就省去了一次多余的传输。

文件传输协议：FTP

FTP 使用了两个并行的 TCP 连接：控制连接 和 数据连接。

控制传输独立于数据传输，称 FTP 的控制信息是 带外 传输的（相比之下，称 HTTP 的控制信息是 带内 传输的）。

控制连接 贯穿一次会话的始终，是持续连接；而 数据连接 在每一次文件传输时新建，是非持续连接。

因特网中的电子邮件

电子邮件系统的主要组成部分：用户代理，邮件服务器，简单邮件传输协议(SMTP)。

SMTP

采用 持续连接 的 TCP，确保可靠数据传输，多个报文可以通过同一个连接发送要求整个邮件报文使用 ASCII 编码不使用中间邮件服务器中转

与 HTTP 的对比

协议协议类型编码对多对象文档的处理HTTP拉协议无限制单独封装每个对象SMTP推协议ASCII放入同一个报文

邮件报文格式和 MIME

邮件报文的首部行：

必需的：From 和 To可选的：Subject 等

邮件访问协议

流行的邮件访问协议：第三版的邮局协议(POP3)，因特网邮件访问协议(IMAP)，HTTP。

邮件发送和接收全过程中使用的应用层协议：

POP3

POP3 的工作流程：

准许：验证用户。事务处理：获取报文，标记删除等。更新：用户发出 quit 命令，执行删除等操作。

IMAP

将每个报文与一个文件夹关联，可以阅读、删除、移动、查询邮件。

基于 Web 的电子邮件

浏览器充当用户代理，用户代理与邮件服务器之间的传输使用 HTTP，但邮件服务器之间的传输仍使用 SMTP。

DNS：因特网的目录服务

IP 地址 和 主机名 是标记主机的两种形式，前者由网络实体使用，后者为人类理解记忆。

DNS 提供的服务

域名系统(DNS) 的作用是将 主机名 转换为 IP 地址，DNS 是——

由分层的 DNS 服务器 实现的分布式数据库。使得主机能够查询该数据库的应用层协议。
DNS 协议运行在 UDP 之上，使用端口 53。

DNS 工作机理概述

执行查询时，用户主机的 DNS 通过端口 53 向网络中发送一个 UDP 数据报形式的 DNS 请求报文。随后，DNS 接收到一个提供了所查询映射的 DNS 响应报文，映射结果传递给调用 DNS 的应用程序。

分布式、层次数据库

DNS 采用的分布式设计：

根 DNS 服务器顶级域 DNS 服务器：负责顶级域名 com、org、net、edu、gov，以及国家的顶级域名如 uk、fr、ca、jp权威 DNS 服务器
还有一种不属于层次结构的 DNS 服务器：本地 DNS 服务器。主机的本地 DNS 服务器通常较为邻近，由它代理本地的若干主机的 DNS 请求。

每个 ISP 都有本地 DNS 服务器，当主机连接到一个 ISP 时，后者提供一台特殊主机的 IP，它具有多台其 本地 DNS 服务器 的 IP。

上图中使用了 递归查询（查询 1） 和 迭代查询（查询 2、4、6）。

以自己的名义获得映射时，称该次查询为 递归查询，否则称为 迭代查询。

下图中的所有查询都是 递归查询：

DNS 缓存

在一条请求链中，每台 DNS 收到回答时都将结果缓存，并保留约 2 天。

本地 DNS 服务器经常使用缓存技术绕过根 DNS 服务器，从而减轻后者的压力。

DNS 记录和报文

实现 DNS 系统的所有服务器存储数据的形式为 资源记录(RR)，每个 DNS 回答报文包含若干条 RR。

RR 是一个元组 (Name, Value, Type, TTL)。

Name 和 Value 可视为键值对，它们是 RR 的实际内容，并取决于 Type：
TypeNameValueA主机名IP 地址NS一个域知道如何获得该域中主机 IP
的权威 DNS 服务器的主机名CNAME主机名规范主机名MX邮件服务器主机名规范邮件服务器主机名
TTL：该 RR 的生存时间（用于更新缓存）。

3 运输层

概述和运输层服务

运输层协议为不同端系统的应用进程提供 逻辑通信。

运输层和网络层的关系

运输层 提供 进程之间 的逻辑通信，网络层 提供 端系统之间 的逻辑通信。

类比：两个家庭，各有若干人员以及一个负责管理邮件的人 Amy 和 Bob，则——

运输层协议 <=> Amy 和 Bob网络层协议 <=> 邮政服务
运输层协议能提供的服务受制于网络层协议的服务模型。

因特网运输层概述

网络层的 网际协议(IP) 提供 尽力而为交付服务，不保证完整性和到达顺序，属于 不可靠服务。

UDP 也属于不可靠服务，而 TCP 额外提供了可靠数据传输和拥塞控制。

多路复用与多路分解

TCP 和 UDP 负责将端系统间 IP 的交付服务扩展到进程间的交付服务，称该过程为多路复用和多路分解。

每个进程有若干套接字，在源端系统，运输层从各个套接字收集数据、封装上首部信息生成报文段，并传递到网络中，称此过程为 多路复用(multiplexing)。

在目的端系统，运输层从网络层接收报文段，并将其中的数据交付给对应的套接字，称此过程为 多路分解(demultiplexing)。

继用前文的类比：

多路复用 <=> Amy 收集邮件并交给邮递员多路分解 <=> Bob 拿到邮件并分发给收信人
每个报文段有 源端口号 字段和 目的端口号 字段。

0 ~ 1023 范围的端口号为 周知端口号，保留给 HTTP 等周知应用层协议。

无连接的多路复用与多路分解

一个 UDP 套接字 由一个二元组 (目的 IP, 目的端口号) 唯一标识，如果两个报文段有相同的二元组，它们将通过同一个套接字定向到同一个目的进程。

面向连接的多路复用与多路分解

一个 TCP 套接字 由一个四元组 (源 IP, 源端口号, 目的 IP, 目的端口号) 唯一标识。

Web 服务器与 TCP

Web 服务器通常只使用一个进程，而为每个新的客户连接创建一个新的线程。

无连接运输：UDP

使用 UDP 发送报文段前无需握手，称其为无连接的。

UDP 的优点 / 应用场景：

实时应用（有最低发送速率要求，能容忍数据丢失）不会引入建立连接的时延无连接状态首部开销小

UDP 报文段结构

UDP 首部有 4 个字段，

4

×

2

=

8

4 \\times 2 = 8

4×2=8 个字节。

UDP 检验和

求 检验和：对报文段中所有字（

16

16

16 比特）求和，回卷所有溢出，最后取反。

UDP 只能检测而不能纠正差错，通常只是丢弃出错的报文段，最多警告上级应用程序。

可靠数据传输原理

构造可靠数据传输协议

最终版本：

机制作用检验和检测分组中的比特错误定时器记录超时，以重传一个分组序号为分组按顺序编号确认接收方告诉发送方分组已被正确接收
携带着被确认分组的序号否定确认接收方告诉发送方分组未被正确接收
携带着未收到分组的序号流水线提高利用率

流水线可靠数据传输协议

发送方的利用率：发送方实际忙于将比特送入信道的时间

÷

\\div

÷ 发送时间。

用流水线提高利用率带来的影响：

必须增大序号空间大小。双方需要缓存一定量的分组。
根据如何处理 异常情况（丢失 / 损坏 / 超时），有 2 种应对措施：回退 N 步 / 选择重传。

回退 N 步

基序号(Base)：最早的未确认分组的序号。下一个序号(NextSeqNum)：下一个待发送分组的序号。

称 N 为窗口长度，回退 N 步(GBN) 又称为 滑动窗口协议。

GBN 发送方响应的事件：

上层调用 send() => 检查窗口，如果未满，发送一个新分组并更新变量收到一个 ACK => 一个 ACK n 意味着接收方已正确接收 n 及之前的分组超时 => 重传所有已发送而未被确认的分组，收到 ACK 也会重置计时器
GBN 的接收方丢弃所有失序分组，如果收到分组 n，检查上个确认的分组 x：

x == n – 1 => 保留 n 并发回 ACK nx < n – 1 => 丢弃 n 并发回 ACK x
这样，接收方无需缓存任何失序分组，只需维护一个变量 ExpectedSeqNum，指示下一个期望分组的序号。

选择重传

比较项GBNSR重传所有已发出而未确认的分组怀疑出错的分组ACK n 含义确认所有序号 <= n 的分组确认单个分组 n定时器只有一个，针对窗口有多个，与分组一一对应缓存无缓存缓存所有失序分组向上交付逐一交付按批交付

SR 中，窗口长度 <= 序号空间 / 2，否则可能无法区分某些分组是新的还是重传的。

面向连接的运输：TCP

TCP 连接

TCP 只在端系统上运行，所有中间的网络元素不会知道或主动维持其连接状态。TCP 提供点对点的全双工连接，无法实现多播。
三次握手 的前 2 个特殊报文段不承载有效载荷，而由第 3 个报文段承载。

TCP 可从缓存中取出并放入报文段中的数据数量取决于 最大报文段长度(MSS)，后者又取决于最初确定的由本地主机发送的最大链路层帧长度 最大传输单元(MTU)。

TCP 连接的双方都持有缓存：

TCP 报文段结构

TCP 首部一般为

20

20

20 字节。

序号和确认号

TCP 的序号字段根据传送的字节流（而非报文段）的顺序确定，一个 TCP 报文段的序号为其首字节的字节流编号。

TCP 的确认号为期望接收的下一字节的序号（而不是已经接收的最后一字节）。收到失序报文段时，暂时保存在缓存中并发送第一处空缺的序号，等待空缺被填补。

往返时间的估计与超时

估计往返时间

报文段的 样本 RTT(

S

a

m

p

l

e

R

T

T

\\rm SampleRTT

SampleRTT) 为从发出该报文段直到收到其确认所消耗的时间。

在任意时刻，仅测量一个已发送而未收到其确认的报文段的

S

a

m

p

l

e

R

T

T

\\rm SampleRTT

SampleRTT。不测量重传报文的

S

a

m

p

l

e

R

T

T

\\rm SampleRTT

SampleRTT。
TCP 维护

S

a

m

p

l

e

R

T

T

\\rm SampleRTT

SampleRTT 的加权均值 估计 RTT(

E

s

t

i

m

a

t

e

d

R

T

T

\\rm EstimatedRTT

EstimatedRTT)，每测量一个新的

S

a

m

p

l

e

R

T

T

\\rm SampleRTT

SampleRTT，就更新

E

s

t

i

m

a

t

e

d

R

T

T

\\rm EstimatedRTT

EstimatedRTT：

E

s

t

i

m

a

t

e

d

R

T

T

n

e

w

=

(

1

−

α

)

⋅

E

s

t

i

m

a

t

e

d

R

T

T

o

l

d

+

α

⋅

S

a

m

p

l

e

R

T

T

\\rm EstimatedRTT_{new} = (1 – \\alpha) \\cdot EstimatedRTT_{old} + \\alpha \\cdot SampleRTT

EstimatedRTTnew​=(1−α)⋅EstimatedRTTold​+α⋅SampleRTT

通常取

α

=

0.125

\\alpha = 0.125

α=0.125，此公式对样本的赋值权重随着样本测量时间的久远而快速降低。

用 RTT 偏差(

D

e

v

R

T

T

\\rm DevRTT

DevRTT) 估算

S

a

m

p

l

e

R

T

T

\\rm SampleRTT

SampleRTT 偏离

E

s

t

i

m

a

t

e

d

R

T

T

\\rm EstimatedRTT

EstimatedRTT 的程度：

D

e

v

R

T

T

=

(

1

−

β

)

⋅

D

e

v

R

T

T

+

β

⋅

∣

S

a

m

p

l

e

R

T

T

−

E

s

t

i

m

a

t

e

d

R

T

T

∣

\\rm DevRTT = (1 – \\beta) \\cdot DevRTT + \\beta \\cdot \\lvert SampleRTT – EstimatedRTT \\rvert

DevRTT=(1−β)⋅DevRTT+β⋅∣SampleRTT−EstimatedRTT∣

通常取

β

=

0.25

\\beta = 0.25

β=0.25。

设置和管理重传超时间隔

设置重传超时间隔的公式：

T

i

m

e

o

u

t

I

n

t

e

r

v

a

l

=

E

s

t

i

m

a

t

e

d

R

T

T

+

4

⋅

D

e

v

R

T

T

\\rm TimeoutInterval = EstimatedRTT + 4 \\cdot DevRTT

TimeoutInterval=EstimatedRTT+4⋅DevRTT

初始时设置

T

i

m

e

o

u

t

I

n

t

e

r

v

a

l

=

1

\\rm TimeoutInterval = 1

TimeoutInterval=1 秒，更新规则：

发生超时 =>

T

i

m

e

o

u

t

I

n

t

e

r

v

a

l

\\rm TimeoutInterval

TimeoutInterval 倍增更新

S

a

m

p

l

e

R

T

T

\\rm SampleRTT

SampleRTT => 用公式重算

可靠数据传输

因特网的网络层服务（IP）不可靠，而 TCP 在其上建立了一种可靠数据传输服务。

TCP 仅使用一个重传超时定时器，超时发生时，重传引发超时的报文段并重新计时。

一些有趣的情况

ACK 100 中途丢失，主机 A 等待超时后重传 Seq 92：

两个 ACK 都遇到拥塞，主机 A 等待超时后重传 Seq 92，但由于在再次超时前收到两个 ACK 而没有重传 Seq 100：

ACK 100 中途丢失，但由于在再次超时前传输 Seq 100 并收到 ACK 120 而没有重传 Seq 92：

快速重传

冗余 ACK：再次确认某个报文段的 ACK。

一旦收到

3

3

3 个 冗余 ACK，就无视计时器而立即进行重传，称为 快速重传。

是回退 N 步还是选择重传

TCP 与二者都有相似之处：

与 GBN：发送方仅需维持已发送而未被确认的最小字节序号 SendBase 和下一个要发送的字节序号 NextSeqNum。与 SR：接收方缓存所有失序报文段；发送方只重传超时的报文段 n，如果后续接收到 ACK m 且 m > n 则甚至不会重传 n。

流量控制

流量控制：TCP 为应用程序提供，以避免发送方发送过快使接收方缓存溢出，属于 速度匹配服务。拥塞控制：TCP 发送方由于 IP 网络 的拥塞而被控制。
TCP 使发送方维护一个 接收窗口(rwnd) 进行流量控制，该窗口指示接收方目前可用的缓存空间大小。

发送方须在整个连接过程中保证

L

a

s

t

B

y

t

e

S

e

n

t

−

L

a

s

t

B

y

t

e

A

c

k

e

d

⩽

r

w

n

d

\\rm LastByteSent – LastByteAcked \\leqslant rwnd

LastByteSent−LastByteAcked⩽rwnd。

当接收方的缓冲区溢出后重新被空出，需要通知发送方可以继续发送，机制为：当接收方 rwnd == 0，发送方持续发送只有

1

1

1 字节的报文段；待接收方空出缓冲区后，将在确认报文中包含一个大于

0

0

0 的 rwnd 值，示意发送方可以恢复发送。

TCP 连接管理

客户与服务器建立一条 TCP 连接 的过程（三次握手）：

客户向服务器发送一个特殊的 TCP 报文段，称为 SYN 报文段：
首部的 SYN 比特 标志位为 1序号字段 为随机选择的初始序号 client_isn不包含实际数据 服务器收到 SYN 报文段，为连接分配缓存和变量，并发回一个允许连接的报文段，称为 SYNACK 报文段：
SYN 比特 为 1ACK 为 client_isn + 1序号字段 为随机选择的初始序号 server_isn 客户端收到 SYNACK 报文段，为连接分配缓存和变量，并发回一个确认 SYNACK 报文段 的报文段：
SYN 比特 为 0ACK 为 server_isn + 1可以包含实际数据

一条 TCP 连接 的任何一方都可以终止连接：

发起方（A）发送一个特殊报文段，首部的 FIN 比特 标志位为 1。另一方（B）发回一个确认报文段。B 发送自己的终止报文段（FIN 比特 为 1）。A 发回一个确认报文段。

拥塞控制原理

丢包 一般是当网络拥塞时由于路由器 缓存溢出 引起。

拥塞控制方法

端到端拥塞控制：端系统通过对网络行为的观察推断拥塞程度。网络辅助的拥塞控制：网络层构件（路由器）发送方提供网络拥塞情况的反馈。

TCP 拥塞控制

TCP 只能使用 端到端的拥塞控制，即让每一个发送方自感知拥塞程度并调整发送速率。

如何调整发送速率

发送方跟踪一个额外的变量 拥塞窗口，记为 cwnd，从而限制速率：

L

a

s

t

B

y

t

e

S

e

n

d

−

L

a

s

t

B

y

t

e

A

c

k

e

d

⩽

m

i

n

{

c

w

n

d

,

r

w

n

d

}

\\rm LastByteSend – LastByteAcked \\leqslant min \\{cwnd, rwnd\\}

LastByteSend−LastByteAcked⩽min{cwnd,rwnd}

如何感知拥塞程度

定义 “丢包事件” 为二者之一：

超时收到 3 个 冗余 ACK
TCP 发送方调整发送速率的规则：

发生 “丢包事件” -> 拥塞 => 降速收到 ACK 报文段 -> 畅通 => 提速

采用何种调整算法

TCP 拥塞控制算法 的 FSM 描述：

任何状态下发生——

超时 => 慢启动冗余 => 快速恢复

慢启动

跟踪变量 慢启动阈值 ssthresh。

cwnd 从

1

1

1 MSS 开始，每经过

1

1

1 RTT 就倍增，直到 cwnd >= ssthresh 后转移到 拥塞避免 状态。

cwnd 不能通过倍增超过 ssthresh，例如，某一时刻 cwnd == 4，ssthresh == 7，那么

1

1

1 RTT 后 cwnd == 7（而非 4 * 2 = 8）。

拥塞避免

每经过

1

1

1 RTT，cwnd 加上

1

1

1 MSS。

快速恢复

当收到引起转移到 快速恢复 的报文段的 ACK 时，转移到 拥塞避免。如果发生 超时，转移到 慢启动。

TCP 拥塞控制：回顾

TCP 有两个版本：旧版的 Tahoe，新版的 Reno。

Tahoe 没有 快速恢复 状态，因此任何 “丢包事件” 都将导致转移到 慢启动。

下图中，Round 8 时出现 冗余 事件，随后 Tahoe 与 Reno 的轨迹有所不同：

假设使用 Reno，且 “丢包事件” 只有 冗余，那么：

每个 RTT 内 cwnd 加性增

1

1

1 MSS发生 冗余 时 cwnd 乘性减半
因此称 TCP 拥塞控制 为 加性增、乘性减(AIMD) 的：

对 TCP 吞吐量的宏观描述

记

W

W

W 为发生 “丢包事件” 时的 cwnd，一条连接的平均吞吐量为：

0.75

×

W

R

T

T

\\frac{0.75 \\times W}{{\\rm RTT}}

RTT0.75×W​

经高带宽路径的 TCP

记

L

L

L 为丢包率，一条连接的平均吞吐量：

1.22

×

M

S

S

R

T

T

\\rm \\frac{1.22 \\times MSS}{ RTT}

RTT1.22×MSS​

公平性和 UDP

UDP 源 可能压制 TCP 流量。

4 网络层

不同于 运输层 和 应用层，网络中的每台主机、每台路由器都运行着 网络层。

概述

转发和路由选择

转发：路由器将收到的分组移动到适当输出链路的过程。

路由选择：网络中的所有路由器经 路由选择协议 协同决定分组从源到目的地结点的具体路径。

转发 是单个路由器的动作，路由选择 是全网络范围的动作。

转发表：每台路由器持有，它检查到达分组首部字段的值并查询 转发表 进行 转发。

转发 的决定：

链路层交换机基于 链路层 字段的值路由器基于 网络层 字段的值

网络服务模型

网络服务模型 定义了分组在发送与接收端系统之间的端到端运输特性。

因特网的网络层提供 尽力而为服务；ATM 网络提供 恒定比特率(CBR) ATM 网络服务 和 可用比特率(ABR) ATM 网络服务。

虚电路和数据报网络

网络层 也能提供面向连接服务和无连接服务，但与 运输层 有所不同：

在网络层中，这些服务是由网络层向运输层提供的 主机到主机 的服务；而在运输层中，这些服务是由运输层向应用层提供的 进程到进程 的服务。每种网络体系结构只提供 面向连接服务 或 无连接服务，分别称为 虚电路(VC)网络、数据报(datagram)网络。

虚电路网络

除因特网外的很多其他网络体系结构都是 虚电路网络，称它们在网络层的连接为 虚电路。

虚电路 的 3 个阶段：虚电路建立 -> 数据传送 -> 虚电路拆除。

一条 虚电路 的构成：

源和目的主机之间的一系列 路由器和链路每段链路的 VC 号每台路由器的 转发表 表项
通过虚电路传输的分组在其首部携带一个 VC 号，每到达一个路由器，后者就从转发表中获取一个新的 VC 号赋予分组。这样做的理由：

减少分组首部中 VC 字段的长度简化虚电路的建立
虚电路网络 中的路由器需要为每条连接维持 连接状态信息，每跨越某台路由器建立一个新连接，它的 转发表 中就增加一项，该连接拆除时，该项随之删除。

对比 虚电路 与 运输层的连接：

运输层的连接 建立时，两个端系统决定参数且知情，中间路由器均不知情。虚电路 建立时，需要所有中间路由器的参与，它们都知情。
信令报文：端系统向网络发送的、指示虚电路建立与拆除的报文，以及路由器之间传递的、用于建立与拆除虚电路的报文。

信令协议：交换 信令报文 的协议。

数据报网络

在 数据报网络 中，端系统要发送分组时，需为其加上首部控制信息，然后将其推进网络，每台中间路由器查询其转发表以转发分组。

假设一台路由器有 4 个出链路，其转发表如下：

有一个到达分组的目的地址为 11001000 00010111 00011000 10101010，它的前缀与输出链路 1、2 都匹配，但将由 最长前缀匹配规则 被匹配到 1。

对比 数据报网络 和 虚电路网络 的转发表更新：

虚电路网络 在有经过路由器的连接建立或拆除时更新数据报网络 每

1

1

1 ~

5

5

5 分钟运行一次路由选择算法更新

虚电路和数据报网络的由来

虚电路网络 比 数据报网络 复杂。

因特网 作为一种数据报网络，很多额外功能（可靠数据传输、拥塞控制、DNS）在端系统的更高层实现，因而其实现简单、易于扩展。

路由器工作原理

路由器体系结构：

路由选择处理器 执行 路由选择协议，维护 路由选择表 和连接的状态信息，计算 转发表，并执行网络管理功能。

输入端口、输出端口 和 交换结构 共同实现了转发功能，总称其为 路由器转发平面，其为 硬件实现（因为远快于软件实现）。

称路由器的控制功能为 路由器控制平面，其为 软件实现。

输入端口

路由器使用 转发表 查询输出端口，而 输入端口 存有该表的一个副本。

查询需用极快的硬件进行，通常使用 三态内容可寻址存储器(TCAM)。

交换结构

交换的完成方式：

经内存：同一时间只能执行一个内存读写（即转发一个分组）。
记内存带宽为读写

B

B

B 分组/秒，则总的转发吞吐量

⩽

\\leqslant

⩽

B

2

\\large \\frac{B}{2}

2B​ 分组/秒。 经总线：同一时间只允许一个分组通过总线。经互联网络：可以并行转发多个分组。

输出端口

何处出现排队

___ 处理缓慢导致 ___ 排队：

交换结构 => 输入端口输出端口 => 输出端口
线路前部(HOL)阻塞：在一个输入队列中排队的分组被位于线路前部的另一个分组所阻塞，而不得不等待通过交换结构，即使它的目标输出端口是空闲的。

下图中，3 个深蓝色的数据报竞争上方输出端口，浅蓝色的数据报的目标为中间输出端口，但它被其前方的深蓝色所阻塞（因为竞争失败）：

网际协议：因特网中的转发和编址

数据报格式

IPv4 地址长为

32

32

32 比特，IPv4 报文首部有

20

20

20 个字节（假设没有 option 字段）。

IP 数据报分片

数据报所经路径上每段链路的 MTU 可能不同，因此传输时将其分为若干片，由接收方端系统负责重新组装。

发送主机将每个数据报的 标识号 递增 1（同一数据报的不同分片，其 标识号 与原数据报相同）。设有 n 个分片，则前 n – 1 个的 标志比特 均为 1，最后一个的为 0，表示本数据报的结束；且前 n – 1 个均为定长，最后一个补足余量。用 偏移字段 标识每个片所在原数据报中的位置，它必须为 8 的倍数（偏移值

×

\\times

× 8

=

=

= 字节数）。
发送一个总长 4000 字节的数据报：

数据报的 有效载荷 仅在所有分片重组成功时向上交给运输层，如果接收到的分片不完整，则直接丢弃。

IPv6 废除了分片机制。

IPv4 编址

接口：主机与物理链路之间的边界。

一个 IP 地址与一个 接口 相关联，而不是与一台路由器或主机。

子网：下图中的 3 个灰色阴影部分。

上图中最左侧的 子网 有着 IP 地址 223.1.1.0/24，末端的 24 为 子网掩码，意为 IP 地址

32

32

32 比特中的左侧

24

24

24 比特定义了 子网 地址。

子网掩码 形式上必须为 1..10..0，称前面为 1 的位为 网络位，称后面为 0 的位为 主机位。

下图中则有 6 个 子网（包括 3 个路由器两两之间的网络）：

因特网的地址分配策略称为 无类别域间路由选择(CIDR)。

255.255.255.255 为 IP 广播地址，以之为目的地址的数据报将广播到所在网络中的所有主机。

计算某子网的网络地址、广播地址、主机地址范围、主机数量

已知子网掩码 mask 以及任一接口的 IP 地址 ip：

网络地址 = ip & mask广播地址 = network_addr | (!mask)（即将 网络地址 的 主机位 全变为 1）主机地址范围为 (网络地址 + 1)..=(广播地址 – 1)主机数量为 pow(2, 主机位数) – 2

主机和子网最初如何取得自身的地址？

获取一块地址
IP 地址由 因特网名字和编号分配机构(ICANN) 管理，它向各 ISP 分配一些地址，再由后者分发给下级组织。

获取主机地址：动态主机配置协议
组织为其中的主机和路由器接口逐个分配地址，由 动态主机配置协议(DHCP) 自动完成，它是一种 即插即用协议。

每个 子网 有若干 DHCP 服务器。

新到达子网的主机获取其 IP 地址的步骤：DHCP 发现 -> ~ 提供 -> ~ 请求 -> ~ 确认：

这 4 个报文的 ip_dest 均为 IP 广播地址。

DHCP 的不足：子网中一个地理上移动的结点将不断得到新的 IP 地址，无法维持与远程应用间的 TCP 连接。

网络地址转换
网络地址转换(NAT) 隐藏内部主机的地址，而对外界暴露一个特殊的地址，其地址空间取 10/8 / 172.16/12 / 192.168/16 之一。

NAT 路由器对外界的行为如同一个具有单一 IP 地址的单一设备，它使用一张 NAT 转换表 决定将收到的分组转发给内部的哪一台主机（表项为 {端口号, IP/端口号}）。

NAT 妨碍 P2P 程序。

UPnP
通用即插即用(UPnP) 允许外部主机使用 TCP 或 UDP 向 NAT 化 的主机发起通信会话。

因特网控制报文协议

因特网控制报文协议(ICMP) 使得主机和路由器能够沟通网络层信息，例如差错报告。

IPv6

IPv6 数据报格式

IPv6 地址长为

128

128

128 比特，IPv6 报文首部有

40

40

40 个字节。

从 IPv4 到 IPv6 的迁移

双栈(dual-stack) 和 建隧道。

路由选择算法

路由选择 的目标：确定从发送方到接收方通过路由器网络的好路径。

主机通常直接与一台路由器连接，称其为主机的 默认路由器 / 第一跳路由器。

称源主机的 默认路由器 为 源路由器，称目的主机的为 目的路由器。

路由选择算法的分类：

分类方法类别实现方式全局式：又称 链路状态(LS) 算法
分散式：例如 距离向量(DV) 算法变化情况静态：路由随时间变化缓慢
动态：当网络负载变化时改变路由选择路径负载敏感性负载敏感：链路费用动态变化，以反映拥塞程度
负载迟钝：链路费用不明显反映拥塞程度

链路状态路由选择算法

LS 算法 通常实现为 Dijkstra 算法。

路由震荡：线路费用变化太快，路由选择频繁改变，数据包的路线频繁变动，有时甚至走回头路，导致数据传输变慢甚至丢失。

避免 路由震荡 的方法：确保所有路由器不同时运行 LS 算法；随机化路由器发送链路通告的时间。

5 链路层：链路、接入网和局域网

链路层概述

结点：运行 链路层协议 的任何设备。

链路：沿着通信路径连接相邻结点的通信信道。

链路层提供的服务

成帧链路接入：介质访问控制(MAC) 规定了帧在链路上传输的规则可靠交付差错检测和纠正

链路层在何处实现

链路层的主体部分在 网络适配器/网络接口卡 中实现。

差错检测和纠正技术

奇偶校验

设实际数据有

d

d

d bit，偶校验 要附加额外的

1

1

1 比特，使

d

+

1

d + 1

d+1 比特中 1 的数量为偶，奇校验 则要使其数量为奇。

二维奇偶校验 还能定位单个错误的比特。

检验和方法

将数据的字节视为

16

16

16 bit 的整数，求和后取反码，作为检验和。

循环冗余检测

循环冗余检测(CRC) 编码：设要发送

d

d

d 比特的数据

D

D

D，双方事先商定一个

r

+

1

r + 1

r+1 bit 的 生成多项式

G

G

G（要求最高位为 1），发送方在

D

D

D 的末端附加一个

r

r

r bit 的 CRC 比特

R

R

R 作为实际发送的数据

D

′

D^\\prime

D′，接收方计算

D

′

 

m

o

d

 

G

D^\\prime \\space {\\rm mod} \\space G

D′ mod G，当且仅当结果为

0

0

0 时认为传输无误。

R

R

R 的计算：

R

=

D

⋅

2

r

 

m

o

d

 

G

R = D \\cdot 2^r \\space {\\rm mod} \\space G

R=D⋅2r mod G

在计算

R

R

R 的过程中，所有二进制位运算等价于

X

O

R

\\rm XOR

XOR 且无视进位，与常规位运算不同的算式：

1

+

1

=

0

1 + 1 = 0

1+1=0

0

−

1

=

1

0 – 1 = 1

0−1=1
CRC 能够测出所有连续

r

r

r bit 或更少的差错。

多路访问链路和协议

多路访问协议能够划分为 3 种类型：

信道划分协议
时分多路复用频分多路复用码分多址 随机接入协议
时隙 ALOHA纯 ALOHA载波侦听多路访问 CSMA具有碰撞检测的载波侦听多路访问 CSMA/CD 轮流协议
轮询令牌传递

交换局域网

链路层寻址和 ARP

MAC 地址

主机和路由器的适配器（网络接口）具有一个 网络层的 IP 地址 和一个 链路层的 LAN 地址/物理地址/MAC 地址。

MAC 地址 与 IP 地址的比较：

比较项IP 地址MAC 地址组织结构层次结构扁平结构变化性随设备在网络中的移动而改变出厂后即不改变广播地址IPv4：255.255.255.255
IPv6 取消了广播，改用 多播FF-FF-FF-FF-FF-FF地址长度IPv4：

32

32

32 bit
IPv6：

128

128

128 bit

48

48

48 bit格式IPv4：. 分十进制
IPv6：: 分十六进制- 分十六进制

地址解析协议

地址解析协议(ARP) 负责将 IP 地址转换为 MAC 地址。

ARP 和 DNS 解析的比较：

DNS 将主机名解析为 IP 地址，ARP 将 IP 地址解析为 MAC 地址DNS 为因特网中的任何主机工作，ARP 只为与其在同一子网的主机工作
ARP 查询分组的目的地址为 MAC 广播地址 FF-FF-FF-FF-FF-FF，而响应分组的目的地址为发起查询的主机。

一个可能的 ARP 表：

IP 地址MAC 地址TTL222.222.222.22188-B2-2F-54-1A-0F13:45:00222.222.222.2235C-66-AB-90-75-B113:52:00
ARP 表是自动建立的，无需管理员手动配置。

发送数据报到子网以外

发送的过程中，目标 IP 地址不变，但目标 MAC 地址在每个子网中都不同。

以太网

以太网的 3 个发展阶段

总线结构

物理（拓扑）星形、逻辑（实际）总线结构

中心为基于 集线器(hub)，作用于比特，将到达比特放大后输出到所有接口

星形结构

将 集线器 替换为 交换机，当其收到来自接口

x

x

x 的报文时，检查其表项——

无对应表项 => 广播给除

x

x

x 外的所有接口（洪泛）对应目标接口为

y

y

y =>

y

=

x

y = x

y=x => 忽略并丢弃（过滤）

y

≠

x

y \\neq x

y=x => 转发到接口

y

y

y（转发）

#以上关于四川大学「计算机网络」课程笔记的相关内容来源网络仅供参考，相关信息请以官方公告为准！