C－网络

令人迷糊的网络技术概念

zuilang — Sun, 04 Jan 2009 07:36:00 GMT

分组、数据报、数据包、包、报文、数据报文、消息，在看书时在同一页同时出现了数据报和数据包，你是不是迷糊了呢？

先从数据交换技术讲起。

电路交换（circuit switching），简单来说就是通过一条实际的物理电路连接来进行数据传送。所谓实际的物理电路连接，就是说，在数据开始传送到传送结束，发送方A和接收方C之间任一时刻都有一条实实在在的连接在一起的电路，并且这一条电路是专用的不会用作它用的。

电路交换有其缺点，于是产生了存储转发交换。假设我们要从A发送一堆数据给C，中间经过B，先把数据传到B存储起来，然后再从B转发到C，这堆数据就叫做message，五花八门的翻译有消息、报文、数据报、数据包等等。消息是直译过来的，在计算机技术里面很多地方都有message的说法，这个翻译还可以。报文呢？我们发送电报，叫“报”，它是一个完整的内容，我们写一篇文章，写一封书信，基本上都可统称“文”，因此我们可认为报文就是一个对于发送双方有意义的完整内容，例如一篇作文，一首mp3，一部电影，一个名单，一个密码等等。当然，在存储转发交换中可以把一部电影作为一个报文来传输，也可以把它分成100部分，每一部分作为一个报文来传输（报文的大小需要考虑其它的因素）。数据报、数据包在这里可认为是错误的翻译，当然，要是某一本书从头到尾都把我们这里讨论的message翻译成数据包，你也不能说它错了，怕就怕在，对同一个概念，它一会说报文，一会说数据包。

上面提到的存储转发交换把传送的数据作为一个整体来传输，是早期的做法（不妨称为报文交换），是有缺点的（这里不详细说），因此，需要把message分开来传输，这就是packet switching（翻译为分组交换，或者叫包交换）。message分开来称为packet（翻译为分组、数据包，或者干脆就叫做包）。分组交换有两种形式：virtual circuit（翻译为虚电路）和datagram（翻译为数据报）。虚电路就是在非专用的电路交换基础之上的分组交换，所谓非专用的电路交换就是说在暂时没有用到的那一段线路上可以暂时借给别人用用；而数据报方式就是化整为零各自作战（不展开说了）。

Frame，就是帧，这个就比较好理解了，就是packet分开成为若干个帧，再往下就是位。

总结：电路交换传输的是“数据”，存储转发分为早期的报文交换和分组交换，而分组交换又分为虚电路和数据报两种形式。存储转发中从应用层的角度来看的传送的一段有意义的数据，它是一个整体，称为message，一般翻译为消息或报文；把message拆开就成了packet，翻译为分组、数据包，或者干脆就叫做包；把packet拆开就成了frame帧，再拆开就是位。尤其要注意的是数据报是和虚电路一样的是一种分组交换概念，它和数据包完全不是一回事。

网上中文资料收集：不同局域网内经Internet的P2P通讯——UDP穿透NAT

zuilang — Tue, 20 Jun 2006 07:26:00 GMT

作者：http://blog.vckbase.com/zuilang/
关于p2p，推荐两个中文网址：

http://www.ppcn.net

http://p2p.tmn.cn

第一篇：

不同局域网内经Internet的P2P通信技术总结

第二篇：

P2P 之 UDP穿透NAT的原理与实现（附源代码）

第三篇：

P2P之UDP穿透NAT的原理与实现 - 增强篇（附修改过的源代码）

第四篇：

UPPC系统NAT穿透技术

IIS的两个典型故障解决

zuilang — Fri, 16 Jun 2006 04:54:00 GMT

IIS的两个典型故障解决

环境：windows 2000 professional SP4 ，IIS5.0

1，安装完IIS后，默认web站点停止，启动时出现“服务并未及时响应启动或控制请求”错误提示，造成这个错误的其中一个原因是IIS和其它软件冲突，常见的是瑞星，在我机器上就是瑞星的问题，关闭即可解决。另外，启动站点后重新打开瑞星也可以正常运行。

2，启动站点时提示“地址已被使用”。检查所使用端口是否已被占用，可以利用一些端口查看小工具来检查，例如fport，自己写一个也不难。一般IIS默认使用80端口，经检查，我机器的80端口的确被占用，改用81端口，问题解决。

计算机网络（第四版谢希仁）读书笔记7

zuilang — Thu, 05 Jan 2006 02:50:00 GMT

作者：http://blog.vckbase.com/zuilang

第九章 计算机网络的安全

一、概述

计算机网络上的通信面临以下威胁：

被动攻击：截获，攻击者从网络上窃听他人的通信内容。

主动攻击：中断，攻击者有意中断他人在网络上的通信。

篡改，攻击者故意篡改网络上传送的报文。

伪造，攻击者伪造信息在网络上传送。

在被动攻击中，攻击者只是观察和分析某一个协议数据单元PDU而不干扰信息流。即使这些数据对攻击者来说是不易理解的，他也可通过观察PDU的协议控制信息部分，了解正在通信的协议实体的地址和身份，研究PDU的长度和传输的频度，以便了解所交换的数据的性质。这种被动攻击又称为通信量分析。

主动攻击是指攻击者对某个连接中通过的PDU进行各种处理。

对于主动攻击，可以来取适当措施加以检测。但对于被动攻击，通常是检测不出来的。根据这些特点，可得出计算机网络通信安全的五个日标：

(1)防止析出报文内容。

(2)防止通信量分析。

(3)检测更改报文流。

(4)检测拒绝报文服务。

(5)检测伪造初始化连接。

对付被动攻击可采用各种数据加密技术，对于主动攻击，则需将加密技术与适当的鉴别技术相结合。

还有一种特殊的主动攻击就是恶意程序的攻击，恶意程序种类繁多，对网络安全威胁较大的主要有以下几种：

(1)计算机病毒，一种会“传染”其他程序的程序，“传染”是通过修改其他程序来把自身或其变种复制进去完成的。

(2)计算机蠕虫，一种通过网络的通信功能将自身从一个结点发送到另—个结点并启动运行的程序。

(3)特洛伊木马，一种程序，它执行的功能超出所声称的功能。如—个编译程序除了执行编译任务以外，还把用户的源程序偷偷地拷贝下来，则这种编译程序就是一种特洛伊木马。计算机病毒有时也以特洛伊木马的形式出现。

(4)逻辑炸弹，一种当运行环境满足某种特定条件时执行其他特殊功能的程序。如一个编辑程序，平时运行得很好，但当系统时间为13日又为星期五时，它删去系统中所有的文件，这种程序就是—种逻辑炸弹。

二、常规密钥密码体制

三、公开密钥密码体制

四、报文鉴别

五、密钥分配

六、电子邮件加密

七、链路加密与端到端加密

八、因特网商务中的加密

九、因特网的网络层安全协议簇Ipsec

十、防火墙

第十章 因特网的演进

看完了，算了，END！

我的评价：简单，比较通俗易懂，比较像一本中国的大学教科书。

对笔记的自我评价：蛇头蛇尾蛇中间，根本不能算笔记，只是顺道COPY一下正文内容。

后面还是看看Andrew S.Tanenbaum（潘爱民译）的计算机网络第四版吧。

计算机网络（第四版谢希仁）读书笔记6

zuilang — Tue, 03 Jan 2006 05:41:00 GMT

作者：http://blog.vckbase.com/zuilang

第八章 应用层

一、域名系统DNS

因特网的域名系统DNS是一个联机分布式数据库系统，并采用客户服务器方式。DNS使大多数名字都在本地解析，仅少量解析需要在因特网上通信，因此系统效率很高。由于DNS是分布式系统，即使单个计算机出了故障，也不会妨碍整个系统的正常运行。

域名的解析过程如下：当某一个应用进程需要将主机名解析为IP地址时，该应用进程就成为域名系统DNS的一个客户，并将待解析的域名放在DNS请求报文中，以UDP数据报方式发给本地域名服务器(使用UDP是为了减少开销)。本地的域名服务器在查找域名后，将对应的IP地址放在回答报文中返回。应用进程获得目的主机的IP地址后即可进行通信。若本地域名服务器不能回答该请求，则此域名服务器就暂时成为DNS中的另一个客户，并向其他域名服务器发出查询请求。这种过程直至找到能够回答该请求的域名服务器为止。

二、文件传送协议FTP

FTP提供交互式的访问，允许客户指明文件的类型与格式(如指明是否使用朋ASCII码)，并允许文件具有存取权限(如访问文件的用户必须经过授权，并输入有效的口令)。FTP屏蔽了各计算机系统的细节，因而适合于在异构网络中任意计算机之间传送文件。

基于TCP的FTP和基于UDP的TFTP，它们都是文件共享协议中的一大类，即复制整个文件，其特点是：若要存取一个文件，就必须先获得一个本地的文件副本。如果要修改文件，只能对文件的副本进行修改，然后再将修改后的文件副本传回到原结点。

FTP的基本工作原理：

由于众多的计算机厂商研制出的文件系统多达数百种，且差别很大，在网络环境中传送文件经常遇到的问题是：

(1)计算机存储数据的格式不同。

(2)文件的目录结构和文件命名的规定不同。

(3)对于相同的文件存取功能，操作系统使用的命令不同。

(4)访问控制方法不同。

文件传送协议FTP只提供文件传送的一些基本的服务，它使用TCP可靠的运输服务。FTP的主要功能是减少或消除在不同操作系统下处理文件的不兼容性。FTP使用客户服务器方式。一个FTP服务器进程可同时为多个客户进程提供服务。FTP的服务器进程由两大部分组成：—个主进程，负责接受新的请求；另外有若干个从属进程，负责处理单个请求。

主进程的工作步骤如下：

(1)打开熟知端口(端口号为21)，使客户进程能够连接上。

(2)等待客户进程发出连接请求。

(3)启动从属进程来处理客户进程发来的请求。从属进程对客户进程的请求处理完毕后即终止，但从属进程在运行期间根据需要还可能创建其他一些子进程。

(4)回到等待状态，继续接受其他客户进程发来的请求。主进程与从属进程的处理是并发地进行。

三、远程终端协议TELNET

TELNET是一个简单的远程终端协议。用户用TELNET就可在其所在地通过TCP连接注册(即登录)到远地的另一个主机上(使用主机名或IP地址)。TELNET将用户的击键传到远地主机，同时也能将远地主机的输出通过TCP连接返回到用户屏幕。这种服务是透明的，因为用户感觉到好像键盘和显示器是直接连在远地主机上。TELNET能够适应许多计算机和操作系统的差异。

四、电子邮件

一个电子邮件系统应具有三个主要组成构件，这就是用户代理、邮件服务器，以及电子邮件使用的协议。

邮件服务器需要使用两个不同的协议。一个协议用于发送邮件，即SMTP协议，而另一个协议用于接收邮件，即邮局协议POP。

五、万维网WWW

万维网必须解决以下几个问题：

(1)怎样标志分布在整个因特网上的万维网文档?

(2)用什么样的协议来实现万维网上各种超链的链接?

(3)怎样使不同作者创作的不同风格的万维网文档都能在因特网上的各种计算机上显示出来，同时使用户清楚地知道在什么地方存在着超链?

(4)怎样使用户能够很方便地找到所需的信息？

为了解决第一个问题，万维网使用统一资源定位符URL来标志万维网上的各种文档。为了解决第二个问题，就要使万维网客户程序与万维网服务器程序之间的交互遵守严格的超文本传送协议HTTP。为了解决第三个问题，万维网使用超文本标记语言HTML。最后，为了在万维网上方便地查找信息，用户可使用各种的搜索工具。

万维网高速缓存(Web cahe)是一种网络实体，它能代表浏览器发出HTTP请求，因此万维网高速缓存又称为代理服务器(Proxy server)，万维网高速缓存将最近的一些请求和响应暂存在本地磁盘内。当与暂时存放的请求相同的新请求到达时，万维网高速缓存就将暂存的响应发送出去，而不需要按URL的地址再去因特网访问该资源。万维网高速缓存可在客户或服务器端工作，也可在中间系统工作。

六、引导程序协议BOOTP与动态主机配置协议DHCP

七、简单网络管理协议SNMP

八、应用进程跨越网络的通信

服务器的两种工作方式:循环方式(iterative mode)和并发方式(concurrent)。循环方式就是在计算机中一次只运行一个服务器进程。当有多个客户进程请求服务时，服务器进程就按请求的先后顺序依次做出响应。并发方式则可在计算机中同时运行多个服务器进程，而每一个服务器进程都对某个特定的客户进程做出响应。

从理论上讲，可以有四种不同的服务器；无连接循环服务器；无连接并发服务器；面向连接循环服务器和面向连接并发服务器。不过在实际上人们只使用第一种和第四种。

1．无连接循环服务器

使用无连接的UDP的服务器通常都工作在循环方式，这种工作方式的特点是：一个服务器在同一时间只能向一个客户提供服务。服务器收到客户的请求后，就发送UDP用户数据报响应该客户。但对其他客户发来的请求则暂时不予理睬，这些请求都在服务器端的一个队列中排队等候服务器的处理。这样的服务器只使用一个熟知端口，所有请求服务的客户都通过这个端口得到服务器的响应。每一个客户则使用自己创建的临时端口(端口号自己设定)。

2．面向连接并发服务器

使用面向连接的TCP的服务器通常都是工作在并发方式，一个服务器在同一时间可以向多个客户提供服务。由于TCP的通信是面向连接的，因此在服务器和多个客户之间必须建立多条TCP连接，而每一条TCP连接要在其数据传送完毕后才能释放。

使用TCP的服务器只能有一个熟知端口(这样才能使各地的客户找到这个服务器)，但建立多条连接又必须有多个端口。因此并发服务器采用这样的工作方式：主服务器(就是原来的服务器)在熟知端口等待客户发出的请求。一旦收到客户的请求，就立即创建—个从属服务器，并指明从属服务器使用一个临时端口和该客户建立TCP连接，然后主服务器继续在原来的熟知端口等待向其他客户提供服务。

进程通过系统调用接口进行通信的过程

1．无连接循环服务器

使用UDP的服务器通常是无连接循环服务器。进程之间的通信过程如下：

(1)socket()调用，是用来创建一个插口。

(2)blnd()调用，指定插口所使用的IP地址和端口号，又称“本地插口地址”。

(3)recvfrom()调用，将到达插口的入队列中的下一个数据报提取出来。

(4)sendto()调用，将一个数据报从出队列中取出，并用UDP发送给远地机器的一个进程。远地机器的插口地址是从上面的recvfrom()调用得到的。

(5)close()调用，是用来关闭一个插口。

在客户端往往不需要启动bind()调用，因为操作系统会给新创建的插口指明一个本地插口地址(使用本地IP地址和临时的端口号)。

2．面向连接并发服务器

使用TCP的服务器都是面向连接并发服务器，这种服务器可同时和多个客户建立连接。

(1)listen()调用，是仅为TCP服务器使用的系统调用，其作用是使已经创建的插口变成被动插口，即监听插口。监听插口的用处不是和远地插口建立连接，而只是等待远地客户发出的连接请求。

(2)connect()调用，通常是客户进程使用的系统调用，其功能是向远地进程(通常是服务器)请求建立连接。

(3)accept()调用，是TCP服务器使用的系统调用，其作用是从入队列中提取最前面的连接请求。accept()调用的作用是创建一个新的插口，叫做接受插口。此后，客户将只和这个新创建的接受插口建立连接并通信，而不再和监听插口发生联系。

(4)fork()调用，创建一个和自己完全一样的从属进程(或子进程)。

(5)read()调用，是读取从远地机器通过TCP连接传送到缓存中的数据

(6)write()调用，是通过TCP连接将数据发送到远地机器的缓存中。

计算机网络（第四版谢希仁）读书笔记5

zuilang — Mon, 02 Jan 2006 07:58:00 GMT

作者：http://blog.vckbase.com/zuilang

第7章 网络互连

一、 TCP/IP体系中的运输层

UDP在传送数据之前不需要先建立连接。远地主机的运输层在收到UDP报文后，不需要给出任何确认。

TCP则提供面向连接的服务。在传送数据之前必须先建立连接，数据传送结束后要释放连接。TCP不提供广播或多播服务。

强调两点：

(1)运输层的UDP用户数据报和网际层的IP数据报有很大的区别。IP数据报要经过互连网中许多路由器的存储转发，但UDP用户数据报是在运输层的端到端抽象的逻辑信道中传送的，但运输层的这个逻辑信道并不经过路由器(运输层看不见路由器)。IP数据报虽然经过路由器进行转发，但用户数据报只是IP数据报中的数据，因此路由器看不见有用户数据报经过它。

(2)TCP是运输层的连接，TCP报文段是在运输层抽象的的端到瑞逻辑信道中传送，这种信道是可靠的全双工信道。但这样的信道却不知道究竞经过了哪些路由器，而这些路山器也根本不知道上面的运输层是否建立了TCP连接。当IP数据报的传输路径中增加或减少了路由器时，上层的TCP连接都不会发生变化，出为上层的TCP根本不知道下层所发生的事情。

端口：

UDP和TCP都使用了与应用层接口处的端口(port)与上层的应用进程进行通信。端口的作用就是让应用层的各种应用进程都能将其数据通过端口向下交付给运输层，以及让运输层知道应当将其报文段中的数据向上通过端口交付给应用层相应的进程。从这个意义上讲，端口是用来标志应用层的进程。

端口用一个16bit端口号进行标志。对于不同的计算机，端口的具体实现方法可能有很大的差别，因为这取决于计算机的操作系统。

端口号分为两类：一类熟知端口（well-known port）， TCP/IP体系确定并公布的。一种新的应用程序出现时，必须为它指派一个熟知端口，否则其他的应用进程就无法和它进行交互。在应用层中的各种不同的服务器进程不断地检测分配给它们的熟知端口，以便发现是否有某个客户进程要和它通信。另一类则是一般端口，用来随时分配给请求通信的客户进程。

TCP连接的端点称为插口(socket)，或套接字、套接口。

关于socket的几个意思：

(1)允许应用程序访问连网协议的应用编程接口API，也就是在运输层和应用层之间的一种接口，称为socket API，并简称为socket。

(2)在socket API中使用的一个函数名也叫作socket。

(3)调用socket函数的端点称为socket，如“创建一个数据报socket”。

(4)调用socket函数时其返回值称为socket描述符，可简称为socket。

(5)在操作系统内核中连网协议的Berkely实现，称为socket实现。

上面的这些socket的意思都和TCP连接的端点(指IP地址和端口号的组合)不同。

二、用户数据报协议UDP

用户数据报协议由于没有拥塞控制，因此网络出现的拥塞不会使源主机的发送速率降低。这对某些实时应用是很重要的。很多的实时应用(如IP电话、实时视频会议等)要求源主机以恒定的速率发送数据，并且允许在网络发生拥塞时丢失一些数据，但却不允许数据有太大的时延。

UDP与应用层之间的端口都是用报文队列来实现的。当出队列发生溢出时，操作系统就通知客户进程暂停发送；入队列发生溢出时，UDP就丢弃收到的报文，但不通知对方。在服务端，

UDP用户数据报的首部格式：

用户数据报UDP有两个字段：数据字段和首部字段。首部字段由4个字段组成，每个字段都是两个字节。各字段意义如下：

(1)源端口源端口号。

(2)目的端口目的端口号。

(3)长度 UDP用户数据报的长度。

(4)检验和防止UDP用户数据报在传输中出错。

三、传输控制协议TCP

TCP报文段首部的前20个字节是固定的，后面有4N字节是根据需要而增加的选项(N必须是整数)。因此TCP首部的最小长度是20字节。

首部固定部分各字段的意义如下：

(1、2)源端口和目的端口各占2个字节。

(3)序号占4字节。TCP把在一个TCP连接中传送的数据流中的每一个字节都编上一个序号，整个数据的起始序号在连接建立时设置。首部中的序号字段的值则指的是本报文段所发送的数据的第一个字节的序号。例如，—报文段的序号字段的值是301，而携带的数据共有100字节。这就表明：本报文段的数据的最后—个字节的序号应当是400。下一个报文段的数据序号应当从40l开姑，因而下一个报文段的序号字段值应为401。

(4)确认号占4字节，是期望收到对方的下一个报文段的数据的第一个字节的序号。例如，A正确收到了B发送过来的一个报文段，其序号字段的值是50l，而数据长度是200字节，因此，A期望收到B的下一个报文段的首部中的序号字段值为701。

(5)数据偏移占4bit，它指出TCP报文段的数据起始处距离TCP报文段的起始处有多远。这实际就是TCP报文段首部的长度。注意，“数据偏移”的单位不是字节而是32bit字(即以4字节长的字为计算单位)。由于4bit能够表示的最大十进制数字是15，因此数据偏移的最大值是60字节，这也是TCP首部的最大长度。

(6)保留占6bit。

(7)紧急比特URG 当URG＝1时，表明紧急指针字段有效，相当于高优先级。例如，已经发送了很长的一个程序要在远地的主机上运行。但后来发现了问题要取消，因此用户发出中断命令。如果不使用紧急数据，那将浪费很多时间。

(8)确认比特ACK 只有当ACK＝l时确认号字段才有效。当ACK＝0时，确认号无效。

(9)推送比特PSH(PUSH) 相当于高优先级的一个玩意。

(10)复位比特RST

(11)同步比特SYN

(12)终止比特FIN

(13)窗口占2字节。窗口字段用来控制对方发送的数据量，单位为字节。即用接收端的接收能力的大小来控制发送端的数据发送量。

(14)检验和占2字节。

(15)选项长度可变。TCP只规定了一种选项，即最大报文段长度MSS。MSS告诉对方TCP：“我的缓存所能接收的报文段的数据字段的最大长度是MSS个字节”。当没有使用选项时，TCP首部长度是20字节。

TCP传输的可靠是由于使用了序号和确认。当TCP发送—报文段时，它同时也在自己的重传队列中存放一个副本。若收到确认，则删除此副本。若在计时器时间到之前没有收到确认，则重传此报文段的副本。TCP的确认并不保证数据己由应用层交付给了端用户，而只是表明在接收端的TCP收到了对方所发送的报文段。

TCP有三种基本机制来控制报文段的发送。第一种机制是TCP维持一个变量，它等于最大报文段长度MSS。只要发送缓存从发送进程得到的数据达到MSS字节时，就组装成一个TCP报文段。第二种机制是发送端的应用进程指明要求发送报文段，即TCP支持的推送(push)操作。第三种机制是发送端的一个计时器时间到了，这时就把当前已有的缓存数据装入报文段发送出去。

慢开始和拥塞避免

对于每一个TCP连接，需要有以下两个状态变量：

(1)接收端窗口rwnd 这是接收端根据其目前的接收缓存大小所许诺的最新的窗口值，是来自接收端的流量控制。

(2)拥塞窗口cwnd 这是发送端根据自己估计的网络拥塞程度而设置的窃口值，是来自发送端的流量控制。

慢开始算法的原理是这样的。当主机开始发送数据时，如果立即将较大的发送窗口中的全部数据字节都注入到网络，那么由于这时还不清楚网络的状况，因而就有可能引起网络拥塞。经验证明，较好的方法是试探一下，即由小到大逐渐增大发送端的拥塞窗口数值。通常在刚刚开始发送报文段时可先将拥塞窗口cwnd设置为一个最大报文段MSS的数值。而在每收到一个对新的报文段的确认后，将拥塞窗口增加至多一个MSS的数值。用这样的方法逐步增大发送端的拥塞窗口cwnd，可以使分组注入到网络的速率更加合理。

例如，在一开始．发送端先设置cwnd＝1，发送第一个报文段Mo，收到确认后将cwnd从1增大到2，于是发送端可以接着发送M₁和M₂两个报文段。再收到确认后cwnd又从2增大到4，并可发送M₃到M₆共4个报文段。

为了防止拥塞窗口cwnd的增长引起网络拥塞，还需要另一个状态变量慢开始门限ssthresh。用法如下：

当cwnd<ssthresh时，使用上述的慢开始算法。

当cwnd>ssthresh时，停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法。

当cwnd=ssthresh时，既可使用慢开始算法．也可使用拥塞避免算法。

具体的做法是：

拥塞避免算法使发送端的拥塞窗口cwnd每经过—个往返时延RTT就增加一个MSS的大小(而不管在时间RTT内收到了几个ACK)。这样，拥塞窗口cwnd按线性规律缓慢增长，比慢开始算法的拥塞窗口增长速率缓慢得多。

快重传和快恢复

快重传的工作原理：即使不能收到某个ACK，也先传后面的报文段，等到收到3个重复的ACK才认为分组丢失（不必等待超时）。

快恢复算法：当不使用快恢复算法时，发送端若发现网络拥塞就将拥塞窗口降低为1，然后执行慢开始算法。但这样做的缺点是网络不能很快地到正常工作状态。快恢复算法可以较好地解决这一问题，其具体步骤如下：

(1)当发送端收到连续三个重复的ACK时，就开始慢开始算法。

(2)与慢开始不向之处是拥塞窗口cwnd不是设置为l，而是设置为ssthresh+3*MSS。理由是：发送端收到三个重复的ACK表明有三个分组已经离开了网络，它们不会再消耗网络的资源。这三个分组是停留在接收端的缓存中的。可见现在网络中并不是堆积了分组而是减少了三个分组。因此，将拥塞窗口扩大些并不会加剧网络的拥塞。

(3)若收到的重复的ACK为n个(n>3)，则将cwnd设置为ssthresh+n*MSS。

(4)若发送窗口值还容许发送报文段．就按拥塞避免算法继续发送报文段。

(5)若收到了确认新的报文段的ACK，就将cwnd缩小到ssthresh。

在采用快恢复算法时，慢开始算法只是在TCP连接建立时才使用。

TCP的重传机制

将各个报文段的往返时延样本加权平均，就得出报文段的平均往返时延RTT。每测量到一个新的往返时延样本，就按下式重新计算一次RTT：

RTT＝a×(旧的RTT)＋(1－a)×(新的往返时延样本) (7—2)

0<=a<1，典型的a值为7／8。

显然，计时器设置的超时重传时间RTO应略大于RTT，即：

RTO=p×RTT

这里p是个大于1的系数。实际上，系数p是很难确定的。例如：发送出一个TCP报文段l，设定的重传时间到了，还没有收到确认，于是重传此报文段，即报文段2，经过了一段时间后，收到了确认报文段ACK。问题是：无法判定此确认报文段是对原来的报文段1的确认，还是对重传的报文段2的确认。

根据以上所述，Karn提出了一个算法：在计算平均往返时延RTT时，只要报文段重传了，就不采用其往返时延样本。这样得出的RTT就和重传时间就较准确。

但是，这又引起新的问题。设想出现这样的情况：报文段的时延突然增大了很多。因此在原来得出的重传时间内，不会收到确认报文段。于是就重传报文段。但根据Karn算法，不考虑重传的报文段的往返时延样本。这样，重传时间就无法更新。

对Karn算法进行修正：报文段每重传—次，就将重传时间增大一些：

新的重传时间=Y×(旧的重传时间)

系数Y的典型值是2。当不再发生报文段的重传时，才根据报文段的往返时延更新平均往返时延RTT和重传时间的数值。

采用随机早期丢弃RED进行拥塞控制

上面的TCP拥塞控制并没有和网络层采取的策略联系起来。

路由器采取尾部丢弃策略丢弃队列尾部的数据报时，会导致上层的TCP进入拥塞控制的慢开始状态，使TCP连接的发送端突然将数据的发送速率降低到很小的数值。更为严重的是，在网络中通常有很多的TCP连接(它们有不同的源点和终点)，这些连接中的报文段通常是复用在网络层的IP数据报中传送。在这种情况下，就可能会同时影响到很多条TCP连接，结果使这许多TCP连接在同一时间突然都进入到慢开始状态。这在TCP的术语中称为全局同步。全局同步使得全网的通信量突然下降了很多，而在网络恢复正常后，其通信量又突然增大很多。

实现随机早期丢弃（RED）的要点如下：

使路由器的队列维持两个参数，即队列长度最小门限TH_min和最大门限TH_max。对每一个到达的数据报都先计算平均队列长度L_AV。若L_AV<TH_min，则新到数据报排队；若L_AV>TH_max，则丢弃；若TH_min < L_AV< TH_max，则按照某一概率P将新到达的数据报丢弃。

随机就是先以概率P丢弃个别的数据报，让拥塞控制只在个别的TCP连接上进行，因而避免发生全局性的拥塞控制。

TCP的运输连接管理

运输连接的三个阶段：连接建立、数据传送和连接释放。

在连接建立过程中要解决以下问题：

(1)要使每一方能够确知对方的存在。

(2)要允许双方协商一些参数(如最大报文段长度，最大窗口大小，服务质量等)。

(3)能够对运输实体资源(如缓存大小，连接表中的项目等)进行分配。

TCP的连接和建立都是采用客户服务器方式。主动发起连接建立的应用过程叫做客户(client)，而被动等待连接建立的应用进程叫做服务器(server)。设主机B中运行一个服务器进程，它先发出—个被动打开（passive open）命令，告诉它的TCP要准备接受客户过程的连接请求。然后服务器进程就处于“听”(listen)的状态，不断检测是否有客户进程要发起连接请求。如有，即作出响应。设客户进程远行在主机A中。它先向其TCP发出主动打开(active open)命令，表明要向某个IP地址的某个端口建立运输连接。

连接建立采用三次握手：A发送一个报文给B，B发回确认，然后A再加以确认。

为什么要发送这第三个报文段呢?这主要是为了防止已失效的连接请求报文段突然又传送到了主机B，因而产生错误。

计算机网络（第四版谢希仁）读书笔记4

zuilang — Sat, 31 Dec 2005 07:40:00 GMT

作者：http://blog.vckbase.com/zuilang

第6章 网络互连

一、路由器

l 路由器是—种具有多个输入端口和多个输出端口的专用计算机，其任务是转发分组。

l 整个的路由器结构可划分为两大部分：路由选择部分和分组转发部分。

路由选择部分也叫做控制部分，其核心构件是路由选择处理机。路由选择处理机的任务是根据所选定的路由选择协议构造出路由表，同时经常或定期地和相邻路由器交换路由信息而不断地更新和维护路由表。

分组转发部分由三部分组成：交换结构、一组输入端口和一组输出端口。交换结构（switching fabric）又称为交换组织，它的作用就是根据转发表(forwarding table)对分组进行处理，将某个输入端口进入的分组从一个合适的输出端口转发出去。交换结构本身就是一种网络，但这种网络完全包含在路由器之中，因此交换结构可看成是“在路由器中的网络”。

注意“转发”和“路由选择”的区别：“转发”就是路由器根据转发表将用户的IP数据报从合适的端口转发出去；“路由选择”则是按照复杂的分布式算法，根据从各相邻路由器所得到的关于整个网络的拓扑变化情况，动态地改变所选择的路由。

将转发表和路由表用不同的数据结构实现会带来一些好处，这是因为在转发分组时，转发表的结构应当使查找过程最优化，但路由表则需要对网络拓扑变化的计算最优化。路由表总是用软件实现的，但转发表则甚至可用特殊的硬件来实现。下面不区分转发表和路由表的区别，而是笼统地使用路由表这一名词。

将网络互相连接起来要使用一些中间设备(或中间系统)，ISO的术语称之为中继(relay)系统。根据中继系统所在的层次，可以有以下五种不同的中继系统：

(1)物理层中继系统，即转发器(repeater)

(2)数据链路层中继系统，即网桥或桥接器(bridge)。

(3)网络层中继系统，即路由器(router)。

(4)网桥和路由器的混合物桥路器(brouter)。

(5)在网络层以上的中继系统，即称为网关(gate way)。用网关连接两个不兼容的系统就要在高层进行协议的转换。

注意internet和Internet的区别：

以小写字母开始的internet(互联网或互连网)是一个通用名词，它泛指由多个计算机网络互连而成的虚拟网络。

以大写字母开始的Internet(因特网)则是一个专用名词，它指当前全球最大的、开放的、由众多网络相互连接而成的特定计算机网络，它采用TCP/IP服协议族，且其前身是美国的ARPANET。

二、因特网的网际协议IP

l 分类的IP地址

IP地址：主机(或路由器)在全世界范围内惟一的32Bit的标识符。

分类的IP地址：把IP地址分类两部分：net_id和host_id。

A类：net_id占一个字节，第一位为0，只有7位可用，可使用的网络号是126（2⁷-2）,减2的原因：1，net_id全0（0000000）的地址是保留地址，意思即本网络（000.NNN.NNN.NNN）。2, net_id为127（01111111）保留为本机测试用，但后面仍然不能都是0（127.0.0.0）或者1(127.255.255.255)。A类网络最大主机数16777214（2²⁴-2），减2的原因：1，全0的host_id表示该IP地址是“本主机”连接到的单个网络地址（非主机地址）；2，全1表示该网络所有主机。A类地址占整个IP地址空间的一半（只有第一位为0的限制）。

B类：前面两位为10。

C类：前面三位位110。

l IP地址与硬件地址

物理地址是数据链路层和物理层使用的地址，而IP地址是网络层和以上各层使用的地址。使用IP地址的IP数据报一旦交给了数据链路层，就被封装成MAC帧。MAC帧在传送时使用的源地址和目的地址都是硬件地址，写在MAC帧的首部中，连接在通信链路上的设备(主机或路由器)根据它来接收MAC帧。在数据链路层看不见隐藏在MAC帧的数据中的IP地址。只有在剥去MAC帧的首部和尾部后将此层的数据上交给网络层后(这时MAC层的数据就变成了IP数据报)，网络层才能在IP数据报的首部中找到源IP地址和目的IP地址。

l 地址解析协议ARP

每一个主机都设有一个ARP高速缓存(ARP cache)，里面有所在的局域网上的各主机和路由器的IP地址到硬件地址的映射表。当主机A欲向本局域网上的某个主机B发送IP数据报时，就先在其ARP高速缓存中查看有无主机B的IP地址。如有，就可查出其对应的硬件地址，再将此硬件地址写入MAC帧。

也有可能查不到主机B的IP地址的项目，这可能是主机B才入网。也可能是主机A刚刚加电，其高速缓存还是空的。在这种情况下主机A就自动运行ARP：

1.ARP进程在本局域网上广播发送一个ARP请求分组。主要内容是表明：“我的IP地址是209.0.0.5，硬件地址是*******。我想知道IP地址为209.0.0.6的主机的硬件地址。”

2.在本局域网上的所有主机上运行的ARP进程都收到此ARP请求分组。

3.主机B主机A发送ARP响应分组(单播)，同时还存储A的映射，其余主机忽略这个请求分组。

4.主机A收到，写入映射。

ARP将保存在高速缓存中的每一个映射地址项目都设置生存时间(例如，10－20分钟)。凡超过生存时间的项目就从高速缓存中删除掉（然后重新请求）。

l IP数据部的格式

一个IP数据报由首部和数据两部分组成。首都的前一部分是固定长度，共20字节，是所有IP数据报必须具有的。

IP数据报首部的固定部分中的各字段：

（1）版本，4bit。

（2）首部长度，4bit，可表示的最大数值是15个单位(一个单位为4字节)，因此IP的首部长度的最大值是60字节。当IP分组的首部长度不是4字节的整数倍时，必须利用最后一个填充字段加以填充。因此数据部分永远在4字节的整数倍时开始。

（3）服务类型，8bit。

（4）总长度，16bit，单位为字节，指首部和数据之和的长度，因此数据部的最大长度是64KB。

在IP层下面的数据链路层有自己的帧格式，其中包括帧格式中的数据字段的最大长度（最大传送单元MTU）。当一个IP数据报封装成链路层的帧时，此数据报的总长度(即首部加上数据部分)一定不能超过数据链路层的MTU值（以太网是1500字节）。当IP数据报总长度超过MTU时，就必须“分片”，此时IP数据报首部中的总长度是指分片后的长度。

（5）标识（identification），16bit，用于分片重装。

（6）标志（flag），3bit。目前只有前两个比特有意义：标志字段中的最低位记为MF(More Fragment)。MF=1表示后面还有数据报。MF=0表示这已是若干数据报片中的最后一个。标志字段中间的一位记为DF(Do not Fragment)，意思是“不能分片”，只有当DF=0时才允许分片。

（7）片偏移，13bit，某片在原分组中的相对位置。片偏移以8个字节为偏移单位。这就是说，每个分片的长度一定是8字节的整数倍。

（8）生存时间，8bit，数据报在网络中的寿命。

（9）协议，8bit，指出此数据报携带的数据是使用何种协议。部分协议是，1，ICMP；2，IGMP；6，TCP；17，UDP。

（10）首部检验和,16bit，只检验数据报的首部，不包括数据部分。这是因为数据报每经过一个结点，结点处理机都要重新计算一下首部检验和。如将数据部分一起检验，计算的工作量太大。

（11）源地址，4字节。

（12）目的地址，4字节。

IP数据报首部的可变部分：

这是一个选项字段，最后不足4字节用全0来填充使之成为4字节的整数倍。

注：IPv6已经把首部长度固定！

三、划分子网和构造超网

划分子网的方法是从网络的主机号借用若干个比特作为子网号subnet-id创，而主机号

host-id相也就相应减少了若干个比特。于是两级的IP地址在本单位内部就变为三级的IP地址。

子网掩码：用来与IP地址进行与运算，从而把主机号置为0得到网络地址。

四、因特网控制报文协议ICMP

ICMP报文的种类有两种，即ICMP差错报告报文和ICMP询问报文。

ICMP差错报告报文共有5种，即：

(1)终点不可达终点不可达分为：网络不可达、主机不可达、协议不可达、端口不

可达、需要分片但DF比特己置为1，以及源路由失败等六种情况。

(2)源站抑制当路由器或主机由于拥塞而丢弃数据报时，就向源站发送源站抑制报

文，使源站知道应当将数据报的发送速率放慢。

(3)时间超过当路由器收到生存时间为零的数据报时，除丢弃该数据报外，还要向

源站发送时间超过报文。当目的站在预先规定的时间内不能收到一个数据报的全部数据报片

时，就将已收到的数据报片都丢弃，并向源站发送时间超过报文。

(4)参数问题当路由器或目的主机收到的数据报的首部中有的字段的值不正确时，就丢弃该数据报，并向源站发送参数问题报文。

(5)改变路由(重定向) 路由器将改变路由报文发送给主机，让主机知道下次应将数据报发送给另外的路由器(可通过更好的路由)。

下面是不应发送ICMP差错报告报文的几种情况。

l 对ICMP差错报告报文不再发送Ioo差错报告报文。

l 对第一个分片的数据报片的所有后续数据报片都不发送ICMP差错报告报文。

l 对具有多播地址的数据报都不发送ICMP差错报告报文。

l 对具有特殊地址(如127.0.0.0或0.0.0.0)的数据报不发送ICMP差错报告报文。

ICMP询问报文有四种，即回送请求和回答、时间戳请求和回答、掩码地址请求和回答，以及路由器询问和通告。

ICMP回送请求报文是由主机或路由器向一个特定的目的主机发出的询问。收到此报文的机器必须给源主机发送ICMP回送回答报文。这种询问报文用来测试目的站是否可达以及了解共有关状态。在应用层有一个很常用的服务叫做PING(Packet InterNet Groper)，用来测试两个主机之间的连通性。PING使用了ICMP回送请求与回送回答报文。PING是应用层直接使用网络层ICMP的一个例子。它没有通过运输层的TCP或UDP。

五、因特网路由选择协议

两种路由算法：

静态路由选择策略（非自适应路由选择），其特点是简单和开销较小，但不能及时适应网络状态的变化。

动态路由选择策略（自适应路由选择），其特点是能较好地适应网络状态的变化，但实现起来较为复杂，开销也比较大。

分层次的路由选择协议：

因特网采用的路出选择协议主要是自适应的(即动态的)、分布式路由选择协议。由于以下两个原因，因特网采用分层次的路由选择协议：

(1)因特网的规模非常大，如果让所有的路由器知道所有的网络应怎样到达，则这种路由表将非常大。

(2)许多单位不愿意外界了解自己单位网络的布局细节和本部门所采用的路由选择协议。

为此，因特网将整个互联网划分为许多较小的自治系统(autonomous system)，一般简称为AS。一个自治系统是一个互联网，其最重要的特点就是自治系统有权自主地决定在本系统内应采用何种路由选择协议。

这样，因特网就把路由选择协议划分为两大类，即：

(1)内部网关协议IGP（Interior Gateway Protocol，）即在一个自治系统内部使用的路由选择协议。

(2)外部网关协议EGP(External Gateway Protocol) 若源站和目的站处在不同的自治系统中(这两个自治系统使用不同的内部网关协议)，当数据报传到一个自治系统的边界时，就需要使用外部网关协议将路由选择信息传递到另一个自治系统中。

自治系统之间的路由选择也叫做域间路由选择，而在自治系统内部的路由选择叫做域内路由选择。

内部网关协议

路由信息协议RIP(Routing Information Protocol)是一种分布式的基于距离向量的路由选择协议，其最大优点就是简单。

RIP协议要求网络中的每一个路由器都要维护从它自己到其他每一个目的网络的距离记录(因此，这是一组距离，即“距离向量”)。RIP协议将“距离”定义如下：

从一路由器到直接连接的网络的距离定义为1。从一路由器到非直接连接的网络的距离定义为所经过的路由器数加1。

RIP协议的“距离”也称为“跳数”(hop count)”，因为每经过一个路由器，跳数就加1。RIP允许一条路径最多只能包含15个路由器。因此“距离”的最大值为16时即相当于不可达。可见RIP只适用于小型互联网。

RIP的特点就是每一个路由器都要不断地和其他一些路由器交换路由信息。

(1)仅和相邻路由器交换信息。RIP协议规定，不相邻的路由器不交换信息。

(2)交换的信息是当前本路由器所知道的全部信息，即自己的路由表。

(3)按固定的时间间隔交换路由信息。

距离向量算法：

收到相邻路由器(其地址为x)的一个RIP报文：

(1)先修改此RIP报文中的所有项目：将“下一跳”字段中的地址都改为x，“距离”加1（因为本路由器到x的距离是1）。

(2)对修改后的RIP报文中的每一个项目，重复以下步骤：

若项目中的目的网络不在路由表中，则将该项目添加到路由表中，否则，若下一跳字段给出的路由器地址是同样的，则将收到的项目替换原路由表中的项目（不管距离长短都更新），否则，若收到的项目中的距离小于路由表中的距离，则进行更新。

(3)若3分钟还没有收到相邻路由器的更新路由表，则将此相邻路由器记为不可达的路由器，即将距离置为16。

(4)返回。

OSPF（开放最短路径优先(Open Shortest Path First)）协议的基本特点: “开放”表明不受厂商控制，公开发表。“最短路径优先”是因为使用了Dijkstra提出的最短路径算法。注意：OSPF只是一个协议名字，并不表示其他的路由选择协议不是“最短路径优先”。

OSPF的特征就是使用分布式的链路状态协议(link state protocol)：

(1)向本自治系统中所有路由器发送信息，意思就是收到信息的路由器仍然把这个信息发送出去，当然，不回发（称为洪泛法）。

(2)发送的信息就是与本路由器相邻的所有路由器的链蹈状态，但这只是路由器所知道的部分信息。所谓“链路状态”就是说明本路由器都和哪些路由器相邻。以及该链路的“度量”(也称为代价用来表示费用、距离、时延、带宽等等，由网络管理人员来决定)。

(3)只有当链路状态发生变化时，路由器才用洪泛法向所有路由器发送此信息。

由于各路由器之间频策地交换链路状态信息，因此所有的路由器最终都能建立一个链路状态数据库（实际上就是全网的拓扑结构图）。

为了使OSPF能够用于规模很大的网络，OSPF将一个自治系统再划分为若干个更小的范围，叫作区域。

OSPF还具有下列的一些特点：

(1) OSPF对不同的链路可根据IP分组的不同服务类型而设置成不同的代价。因此，OSPF对于不同类型的业务可计算出不同的路由。

(2)如果到同一个目的网络有多条相同代价的路径，那么可以将通信量分配给这几条路径。这叫作多路径间的负载平衡(load balancing)。

(3)所有在OSPF路由器之间交换的分组(例如，链路状态更新分组)都具有鉴别的功能，因而保证了仅在可信赖的路由器之间交换链路状态信息。

(4) OSPF支持可变长度的子网划分和无分类的编址CIDR。

(5)由于网络中的链路状态可能经常发生变化，因此OSPF让每一个链路状态都带上一个32bit的序号，序号越大状态就越新。OSPF规定，链路状态序号增长的速率不得超过每5秒钟1次。这样，全部序号空间在600年内不会产生重复号。

OSPF的五种分组类型：

(1) 类型1，问候(Hello)分组，用来发现和维持邻站的可达性。

(2) 类型2，数据库描述分组，向领站给出自己的链路状态数据库中的所有链路状态项目的摘要信息。

(3) 类型3，链路状态请求分组，向对方请求发送某些链路状态项目的详细信息。

(4) 类型4，链路状态更新分组，用洪泛法对全网更新链路状态。这种分组是最复杂的，也是OSPF协议最核心的部分。

(5) 类型5，链路状态确认分组。

OSPF规定，每两个相邻路由器每隔10秒钟要交换1次问候分组。这样就能确知哪些邻站是可达的。若有40秒钟没有收到某个相邻路由器发来的问候分组，则可认为该相邻路由器是不可达的，应立即修改锭路状态数据库，并重新计算路由表。

其他的四种分组都是用来进行链路状态数据库的同步。所谓同步就是指不同路由器的链路状态数据库的内容是一样的。两个同步的路由器叫做“完全邻接的”路由器。不是完全邻接的路由器表明它们虽然在物理上是相邻的，但其链路状态数据库并没有达到一致。

外部网关协议

边界网关协议BGP是不同自治系统的路由器之间交换路由信息的协议。

六、IP多播和因特网组管理协议IGMP

在因特网上进行多播就叫做IP多播。IP多播具有以下的一些特点：

(1)多播使用组地址

IP使用D类地址支持多播。D类IP地址的前缀是1110，因而地址值围是224.0.0.0到239.255.255.255。

多播地址只能用于目的地址，而不能用于源地址。

(2)永久组地址

(3)动态的组成员

(4)使用硬件进行多播

因特网组管理协议IGMP是在多播环境下使用的协议，位于网际层。

和ICMP相似，IGMP使用IP数据报传递其报文但它也向IP提供服务。因此，我们不把IGMP看成是一个单独的协议，而是属于整个网际协议IP的一个组成部分。

从概念上讲，IGMP可分为两个阶段：

1：当某个主机加入新的多播组时，应向多播组的多播地址发送一个IGMP报文声明要成为该组的成员。本地的多播路由器收到IGMP报文后，将组成员关系转发给因特网上的其他多播路由器。

2：因为组成员关系是动态的，因此本地多播路由器要周期性地探询本地局域网上的主机。

七、虚拟专用网VPN和网络地址转换NAT

本地互连网专用地址：只能用于一个机构的内部通信，而不能用于和因特网上的主机通信。在因特网中的所有路由器对网络地址是专用地址的数据报一律不进行转发。

专用地址是：

(1)10.0.0.0到10.255.255.255

(2)172.16.0.0到172.31.255.255

(3)192.168.0.0到192.168.255.255

上面的三个地地址分别相当于一个A类网络、16个连续的B类网络和256个连续的C类网络。

大型专用网由分布在不同地点的专用网组成，采用两种方法。第一种方法是租用电信公司的线路专用。第二种方法是利用因特网(即公用互连网)来实现本机构的专用网，称为虚拟专用网VPN(Virtual Private Network)。当然，VPN中的两个专用网都应该有具备全球地址的路由器，并使用隧道技术实现传输。

同一个机构内部专用网组成的VPN称为内联网Intranet，若当中含有外部机构，称为外联网Extranet。

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

在专用网连接到因特网的路由器（至少有一个有效的外部全球地址IP_G）上安装NAT软件。这样，所有使用本地地址的主机在和外界通信时都要在NAT路由器上将其本地地址转换成IP_G才能和因持网连接。例如，当内部主机X用其本地地址IP_X和因特网上的主机Y通信时，它所发送的数据报必须经过NAT路由器。NAT路由器将数据报的源地址IP_X转换成自己的全球地址IP_G，然后发送到因特网。当NAT路由器从因特网收到主机Y发回的数据报时，知道数据报中的源地址是IP_Y而目的地址是IP_G。根据原来的记录(这个记录叫做NAT转换表)，NAT路由器知道这个数据报是要发送给主机X的，因此，NAT路由器将目的地址IP_G转换为IP_X转发给最终的内部主机X。

如果NAT路由器具有多个全球IP地址，那么就可以同时将多个本地地址转换为全球IP地址进行通讯。还有一种NAT转换表将运输层的端口号也利用上，这样就可以用一个全球IP地址使多个拥有本地地址的主机同时和因特网上的不同主机进行通信。

八、IPv6

略

计算机网络（第四版谢希仁）读书笔记3

zuilang — Mon, 28 Nov 2005 08:56:00 GMT

作者：http://blog.vckbase.com/zuilang

第四章局域网

传统以太网

先看一些概念的中英对照：

网卡：网络接口卡（NIC，Network Interface Card），通信适配器（adapter）。

MAC(Medium Access Control)：媒体接入控制子层。

关于网卡

网卡上面装有处理器和存储器，装有对数据进行缓存的存储芯片。计算机到局域网的通信过程如下：

计算机―>主板I/O总线、并行传输―>网卡―>电缆双绞线等、串行传输―>局域网

设备驱动程序告诉网卡，应当从存储器的什么位置将多大的数据块发送到局域网，或者应当在存储器的什么位置上将局域网传送过来的数据块存储下来。网卡还要能够实现以太网协议。

网卡受计算机的控制，可看成为一个半自治单元。当网卡收到一个有差错的帧时，它就将这个帧丢弃而不必通知计算机。当网卡收到一个正确的帧时，它就使用中断来通知计算机并交付给协议栈中的网络层。当计算机要发送一个IP数据报时，就由协议栈向下交给网卡组装成帧后发送到局城网。

CSMA/CD协议

为了通信的简便，以太网采取了两种重要的措施：

第一、采用较为灵活的无连接的工作方式，即不必先建立连接就可以直接发送数据。

第二、以太网对发送的数据帧不进行编号，也不要求对方发回确认。这样做的理由是局

域网信道的质量很好，因信道质量产生差错的概率是很小的。

因此，以太网提供的服务是不可靠的。当目的站收到有差错的数据帧就丢弃，其他什么也不做。差错的纠正由高层决定。例如，如果高层使用TCP协议，那么TCP就会发现丢失了一些数据。于是经过一定的时间后，TCP就将这些数据重新传递给以太网进行重传。但以太网并不知道这是一个重传的帧，而是当作一个新的数据帧来发送。

总线在同一时间只能允许一台计算机发送信息。以太网采用的协调方法是使用CSMA/CD（Carrier Sense Multiple Access with Collision Detection）载波监听多点接入/碰撞检测。

“载波监听”是指每一个站在发送数据之前先要检测一下总线上是否有其他计算机在发送数据，如果有，则暂时不要发送数据，以免发生碰撞。

“多点接入”就是说明这是总线型网络。

“碰撞检测”就是计算机边发送数据边检测信道上的信号电压大小。当几个站同时在总线上发送数据时，总线上的信号电压摆动值将会增大(互相叠加)。在发生碰撞时，等待一段随机时间后再次发送。

既然已有载波监听，为何还需要碰撞检测呢？因为电磁波在总线上传输需要时间，有可能开始传输没有冲突（没有监听到），在传输过程中与别的数据“碰面”（碰撞检测到）了。

关于集线器

使用无屏蔽双绞线、星形网拓扑的局域网：每个站需要用两对双绞线，分别用于发送和接收。在星形网的中心则增加了一种可靠性非常高的设备：集线器（hub）。

集线器的特点：

1．使用集线器的以太网在逻辑上仍是一个总线网，各工作站使用的还是CSMA/CD协议，并共享逻辑上的总线。网络中的各个计算机必须竞争对传输媒体的控制，并且在一个特定时间至多只有一台计算机能够发送数据。因此，这种10BASE－T以太网又称为星型总线或盒中总线。

2．集线器和转发器都是工作在物理层，它的每个端口都具有发送和接收数据的功能。当集线器的某个端口接收到工作站发来的比特时，就简单地将该比特向所有其他端口转发。若两个端口同时有信号输入(即发生碰撞)，那么所有的端口都收不到正确的帧。

3．集线器采用了专门的芯片，进行自适应串音回波抵消。这样就可使端口转发出去的较强信号不致对该端口接收到的较弱信号产生干扰（这种干扰即近端串音）。

以太网的MAC层

MAC层的硬件地址：固化在网卡ROM中的全球唯一的地址，现在使用的长度是6字节。

扩展的局域网

使用路由器进行局域网之间的互连是在网络层进行互连，还可在物理层或数据链路层使用转发器和集线器将局域网进行扩展。这种扩展的局域网在网络层看来仍然是一个网络。在物理层使用集线器进行扩展，在数据链路层使用网桥进行扩展。

关于网桥：

网桥从端口接收网段上传送的各种帧，先暂存在其缓存中，若未出现差错且目的站地址属于另—个网段，则通过查找转发表，将收到的帧送往对应的端口转发出去，否则丢弃此帧。因此，仅在同一个网段中通信的帧，不会被网桥转发到另一个网段去，因而不会加重整个网络的负担。网桥是通过内部的端口管理软件和网桥协议实体来完成上述操作的。转发表也叫做转发数据库或路由目录。

目前使用得最多的网桥是透明网桥（transparent bridge）。“透明”是指局域网上的站点并不知迢所发送的帧将经过哪几个网桥。透明网桥是一种即插即用设备，按照以下算法建立转发表：

(1)从端口x收到无差错的帧(如有差错即丢弃)，在转发表中查找目的站MAC地址。

(2)如有，则查找出到此MAC地址应当走的端口d，然后进行(3)，否则转到(5)。

(3)如到这个MAC地址去的端口d＝x，则丢弃此帧(因为这表示不需要经过网桥进行转发)。否则从端口d转发此帧。

(4)转到(6)。（是不是出了问题？怎么多出来一步？应该可以直接放到第三步）
(5)向网桥除x以外的所有端口转发此帧(这样做可保证找到目的站)。

(6)如源站不在转发表中，则将源站MAC地址加入到转发表，登记该帧进入网桥的端

号，设置计时器。然后转到(8)。如源站在转发表中，则执行(7)。

(7)更新计时器。

(8)等待新的数据帧。转到(1)。

局域网的拓扑经常会发生变化，因此网桥中的端口管理软件会周期性地扫描转发表中的项目并更新。

多端口网桥——以太网交换机

交换式集线器（switching hub），也称为以太网交换机（switch）或第二层交换机（表明这种交换机工作在数据链路层）。

虚拟局域网

没啥好记的，就是从逻辑上划分局域网。

无线局域网

暂时忽略。

计算机网络（第四版谢希仁）读书笔记2

zuilang — Fri, 25 Nov 2005 14:26:00 GMT

作者：http://blog.vckbase.com/zuilang

第三章数据链路层

链路(link)：

一条无源的点到点的物理线路段，中间没有任何其他的交换结点。在进行数据通信时，两个计算机之间的通路往往是由许多的链路串接而成的。

数据链路(data link)：

控制数据传输的通讯协议加上实现这些协议的硬件和软件，它们加到链路上就构成了数据链路。现在最常用的方法是使用适配器(例如网卡)来实现这些协议的硬件和软件。一般的适配器都包括了数据链路层和物理层这两层的功能。

数据链路层的主要功能：

(1) 链路管理：数据链路的建方、维持和释放。

(2) 帧定界（帧同步）：区分帧的开始和结束。在数据链路层，数据的传送单位是帧。

(3) 流量控制：发方发送数据的速率必须使收方来得及接收。当收方来不及接收时就必须及时控制发方发送数据的速率。

(4) 差错控制。

(5) 将数据和控制信息区分开。

(6) 透明传输：不管所传数据是什么样的比特组合，都应当能够在链路上传送。当所传数据中的比特组合恰巧出现了与某一个控制信息完全一样时，必须有可靠的措施，使收方不会将这种比特组合的数据误认为是某种控制信息。

(7) 寻址。

停止等待协议：

停止等待协议是具有最简单流量控制的数据链路层协议。

收方收到一个数据帧后就交付给主机，然后发一信息给发方表示接收的任务已经完成。这时，发方才再发送下一个数据帧。这里应强调一下，由收方控制发方的数据流，乃是计算机网络中流量控制的一个基本方法。

实用的停止等待协议：收方在收到一个正确的数据帧后，向发方发送确认帧ACK，收到错误帧后发送一个否认帧NAK。发方收到否认帧需重发。

注意以下几个特点：

1．在发送端必须暂时保存己发送过的数据帧用于重发。

2．由于某些原因，会出现收不到帧的情况（帧丢失），因此，在发送数据帧后需启动一个超时计时器，超时也需要重发。

3．若丢失的是确认帧，则收方会收到重复帧（发方以为它没有收到于是重发），因此在帧里需加一个序号以作区别，相同序号的帧丢弃，同时仍需发送一个确认帧ACK。

注意：实用的数据链路层协议大都不使用否认帧！收到错误数据时丢弃就可以了，发送端没有收到确认帧，超时就会重发。

循环冗余检验的原理：其实很多检验都是这样一个原理：在发送方分为数据码和检验码两部分，检验码是根据某种计算规则对数据码进行计算得到的，在接收方对接收到的数据码进行同样的计算，若结果是接收到的检验码，则可以以非常接近于某个数的概率认为接收到的是正确的。一般情况下，数据码出错或者检验码出错，利用上述计算规则都会得到接收错误的结果。循环冗余检验的计算规则就不记了。

连续ARQ协议：

连续发送多个帧，接收端只要出现接收错误就一直发送最后一个接收正确的确认帧（即使后面接收的是正确的），发送端就从这个正确的确认帧开始重发后面所有的帧。

下面有一些说的是协议的吞吐量、效率等，我暂时只想了解原理，其中的计算公式一概不理。

滑动窗口：

在使用连续ARQ协议时，有以下两个问题要解决：

(1)当未被确认的数据帧的数目太多时，只要有一帧出了差错，就可能要有很多的数据帧需要重传，这必然增大开销。

(2)为了对所发送出去的大量数据帧进行编号，每个数据帧的发送序号也要占用较多的比特数，这又增加了开销。

因此，在连续ARQ协议中，应当将已发送出去但未被确认的数据帧的数目加以限制。在接收端，也可以在接收多个正确帧时才发送一个确认帧。

关于数据帧的编号和可以连续发送的数据帧的最大数目（发送窗口）的关系：当用n个bit进行编号时，则发送窗口的最大值是2的n次方减1。对于这个结论不作证明，举一个例子证明不能是2的n次方：例如，用3位编号，序号是0，1，2，3，4，5，6，7。接收端接收了8个正确的数据帧，并发送了确认帧。这个时候，正常情况下应该接收新的8个数据帧。在发送端，要是收到了确认帧，就发送新的8个数据帧，要是没有收到，就重传旧的8个数据帧。因此，在接收端无法判断是新的还是重传的数据帧。要是只连续发送7个数据帧，那么在发送端重传时就是0，1，2，3，4，5，6，新数据帧就是1，2，3，4，5，6，7，在接收端就可以区分了。或者重传是1，2，3，4，5，6，7新数据是2，3，4，5，6，7，0。总之，新数据帧的每一位的编号都会比重传的大1。

选择重传ARQ协议：

设法只重传出现差错的数据帧或者是计时器超时的数据帧。但这时必须加大接收窗口，以便先收下发送序号不连续但仍处在接收窗口中的那些数据帧。等到所缺序号的数据帧收到后再一并送交主机。使用选择重传ARQ协议可以避免重复传送那些本来已经正确到达接收端的数据帧。但付出的代价是在接收端要设置具有相当容量的缓存空间（目前使用不是那么广泛）。

面向比特的链路控制规程HDLC

HDLC可适用于链路的两种基本配置，即非平衡配置和平衡配置。非平衡配置的特点是由一个主站控制整个链路的工作。主站发出的帧叫做命令。受控的各站叫做次站或从站。次站发出的帧叫做响应。

重申：物理层要解决比特同步的问题，数据链路层要解决帧同步的问题。所谓帧同步就是从收到的比特流中正确无误地判断出一个帧从四个比特开始以及到哪个比特结束。

HDLC的帧结构：
标志（F,8bit）地址（A,8bit）控制（C,8bit）信息（Info,可变）帧检验序列（FCS,16bit）标志（F,8bit）

HDLC规定了在一个帧的开头(即首部中的第一个字节)和结尾(即尾部中的最后一个字节)各放入一个特殊的标记，作为一个帧的边界。这个标记就叫做标志字段F（Flag）。标志字段F为6个连续l加上两边各一个0共8bit。

在两个标志字段之间的比特串中，应该避免出现和标志字段F一样的比特组合， HDLC采用零比特填充法使一帧中两个F字段之间不会出现6个连续1。零比特填充的具体做法是：在发送端，当一串比特流数据尚未加上标志字段时，先用硬件扫描整个帧(用软件也能实现，但要慢些)。只要发现有5个连续1，则立即填入一个0。在接收一个帧时，先找到F字段以确定一个帧的边界，接着用发送端的类似方法还原成原来的比特流。即使要发送的是111110，那么处理后要发送的是1111100，因此可以发送任意组合的比特流。

当连续传输两个帧时，前一个帧的结束标志字段F可以兼作后一帧的起始标志子段。当暂时没有信息传送时，可以连续发送标志字段，使收端可以一直和发端保持同步。

地址字段A也是8个比特。在使用非平衡方式传送数据时，地址字段总是写入次站的地址。但在平衡方式时，地址字段总是填入确认站的地址。全1地址是广播方式，而全0地址是无效地址。因此，有效的地址共有254个。地址字段还可做成可扩展的。这时用地址字段的比特1表示扩展比特，其余7个比特为地址比特。当某个地址字段的第1比特为0时，表示下一个地址字段的后7个比特也是地址比特。当此地址字段的第1比特为t时，即表示这已是最后一个地址字段了。

因特网的点对点协议PPP：

PPP协议的帧格式和HDLC的相似。PPP不是面向比特而是面向字节的，因而所有的PPP帧的长度都是整数个字节。

PPP协议同样需要避免在信息字段中出现和标志字段一样的比特组合。当PP用在同步传输链路时，协议规定采用硬件来完成比特填充〔和HDLC的做法一样〕。但当PPP用在异步传输时，它就使用一种特殊的字符填充法。具体的做法略。

终于对网络有那么一点点认识了^_^。

计算机网络（第四版谢希仁）读书笔记1

zuilang — Fri, 11 Nov 2005 11:38:00 GMT

作者：http://blog.vckbase.com/zuilang
本人完全不懂网络，很久前利用winsock写过一个局域网五子棋对战的小程序，现在也完全忘记了。公开这个笔记，是想让高手提出批评指正^_^。我只记我认为对我来说需要记的。
关于《计算机网络》第四版，有两本，Andrew S.Tanenbaum的（潘爱民译）和谢希仁的，暂时没找到Andrew S.Tanenbaum的，我目前看的是谢希仁的。

第一章：概述

电路交换：两用户之间建立连接，就一直占用一个物理通道直至断开，就像打电话，接通以后这条线路别人再也不能占用。

分组交换则采用存储转发技术。

两个基本概念：

报文(message)：发送的整块数据。

分组(packet，“包”)：由报文划分成的一个个更小的等长数据段，前面加上一些必要的控制信息：首部(header)。分组是在计算机网络中传送的数据单元。在一个分组中，“首部”是非常重要的，包含了诸如目的地址和源地址等重要控制信息。

过程：假设A到B，路线为：A-H1-H2-B，其中H1、H2为结点交换机。则A到H1时，H1-H2-B都没有被占用，并且分组只是存储在H1的缓存当中，不一定立即发送出去，也不一定就是采用H1-H2-B这个路线。因此，存储转发技术只是在有需要的时候才占用某一段路线，在突发性传输中效率得到提高。

RFC(Request For Comments)：关于因特网标准的文档。

带宽：本意指某个信号具有的频带宽度，现在通常也指数据率。注意，网络或链路的带宽的单位是bit/s而不是byte/s

时延：

发送时延＝数据库长度/信道带宽

传播时延＝信道长度/电磁波在信道上的传播速率

处理时延＝存储转发所花费的时间

注意：在高速链路（或高带宽链路）上，速度快是指发送得快（可同时发送的量更多）而不是传送得快。由传播时延公式可知，传播时延与带宽无关，实际上，光在光纤中的传播速率20.5万公里/秒比电磁波在铜线中的传播速率23.1万公里/秒还慢。

时延带宽积＝传播时延×带宽，时延带宽积表示传输时在链路上可以容纳的数据量

计算机网络的体系结构（似乎过于抽象，暂不记录）。

第二章：物理层

调制解调器

考虑如下过程，A、B使用电话线拨号上网：A->H1->H2->B，A->H1，因为这一段只能传输模拟信号，计算机发出的是数字信号，就需要“调制”，把数字信号转换为模拟信号。在H2->B之间传输的是模拟信号，需要“解调”把模拟信号转换为数字信号才能进入B。实际上，在H1->H2之间一般传输的是数字信号（在这里需要解调、调制一次）。

波特和比特：

波特是码元传输的速率单位，它说明每秒传多少个码元。比特是信息量的单位。信息的传输速率“比特/秒”与码元的传输速率“波特”在数量上的关系：若1个码元只携带1bit的信息量，则“比特/秒”和“波特”在数值上是相等的。但若使个1码元携带n bit的信息量，则M Baud的码元传输速率所对应的信息传输速率为M×n b/s。

第二章就这么多了，一大堆我目前不感兴趣的底层物理技术。