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TCP : Transmission Control Protocol
reliable, in-order byte-stream data transfer
loss: acknowledgements and retransmissions
flow control :sender won't overwhelm receiver
congestion control: senders " slow down sending rate ” when network
congested.
UDP- User Datagram Protocol
connectionless ,unreliable data transfer, no flow control no congestion
control
App’s using TCP: HTTP(Web), FTP (file transfer), Telnet (remote login),
SMTP (email)
App’s using UDP: streamingmedia, teleconferencing, DNS, Internet
telephony
packet-switching:data sent thru net in discrete “chunks”
滑动窗口:
若从滑动窗口的观点来统一看待 1 比特滑动窗口、后退 n 及选择重传三种协议,它们的差
别仅在于各自窗口尺寸的大小不同而已。1 比特滑动窗口协议:发送窗口=1,接收窗口
=1;后退 n 协议:发送窗口>1,接收窗口=1;选择重传协议:发送窗口>1,接收窗
口>1。
1 比特滑动窗口协议
当发送窗口和接收窗口的大小固定为 1 时,滑动窗口协议退化为停等协议(stop-
and-wait)。该协议规定发送方每发送一帧后就要停下来,等待接收方已正确接收的确认
(acknowledgement)返回后才能继续发送下一帧。由于接收方需要判断接收到的帧是新
发的帧还是重新发送的帧,因此发送方要为每一个帧加一个序号。由于停等协议规定只有
一帧完全发送成功后才能发送新的帧,因而只用一比特来编号就够了。
后退 n 协议
由于停等协议要为每一个帧进行确认后才继续发送下一帧,大大降低了信道利用率,
因此又提出了后退 n 协议。后退 n 协议中,发送方在发完一个数据帧后,不停下来等待应
答帧,而是连续发送若干个数据帧,即使在连续发送过程中收到了接收方发来的应答帧,
也可以继续发送。且发送方在每发送完一个数据帧时都要设置超时定时器。只要在所设置
的超时时间内仍未收到确认帧,就要重发相应的数据帧。如:当发送方发送了 N 个帧后,
若发现该 N 帧的前一个帧在计时器超时后仍未返回其确认信息,则该帧被判为出错或丢
失,此时发送方就不得不重新发送出错帧及其后的 N 帧。
从这里不难看出,后退 n 协议一方面因连续发送数据帧而提高了效率,但另一方面,
在重传时又必须把原来已正确传送过的数据帧进行重传(仅因这些数据帧之前有一个数据
帧出了错),这种做法又使传送效率降低。由此可见,若传输信道的传输质量很差因而误
码率较大时,连续测协议不一定优于停止等待协议。此协议中的发送窗口的大小为 k,接
收窗口仍是 1。MAX_SEQ=2^n-1, n bits sequences number.
选择重传协议
在后退 n 协议中,接收方若发现错误帧就不再接收后续的帧,即使是正确到达的帧,
这显然是一种浪费。另一种效率更高的策略是当接收方发现某帧出错后,其后继续送来的
正确的帧虽然不能立即递交给接收方的高层,但接收方仍可收下来,存放在一个缓冲区
中,同时要求发送方重新传送出错的那一帧。一旦收到重新传来的帧后,就可以原已存于
缓冲区中的其余帧一并按正确的顺序递交高层。这种方法称为选择重发(SELECTICE
REPEAT),其工作过程如图所示。显然,选择重发减少了浪费,但要求接收方有足够大
的缓冲区空间。k=
MAX_SEQ
+
1
2
.size of sending window Ws, size of receiving window
Wr, Ws+Wr<=2^n.
纯 ALOHA 协议(Pure ALOHA). 当传输点有数据需要传送的时候,它会向立即向通讯频道
传送。接收点在收到数据后,会 ACK 传输点。如果接收的数据有错误,接收点会向传输
点发送 NACK。当网络上的两个传输点同时向频道传输数据的时候,会发生冲突,这种情
况下,两个点都停止一段时间后,再次尝试传送。
分段(或时隙)ALOHA 协议(Slotted ALOHA) 这是对纯 ALOHA 协议的一个改进,思想是
用时钟来统一用户的数据发送。改进之处在于,它把频道在时间上分段,每个传输点只能
在一个分段的开始处进行传送。用户每次必须等到下一个时间片才能开始发送数据,每次
传送的数据必须少于或者等于一个频道的一个时间分段。这样很大的减少了传输频道的冲
突。从而避免了用户发送数据的随意性,减少了数据产生冲突的可能性,提高了信道的利
用率。
如果假设传输点对频道的使用是符合泊松分布的话,我们可以得以下公式:
纯 ALOHA 协议:
分段 ALOHA 协议:
S 是通过量,G 是提供的流量(每单位时间通过的数据包数量)。
从这个公式我们可以看出,对纯 ALOHA 来说,当 G = 0.5 的时候,S 达到最大值
18.4%。 只有当的时候,纯 ALOHA 系统才处于稳定状态。对分段 ALOHA 来说, 当 G = 1
的时候,S 达到最大值 36%。只有当的时候,分段 ALOHA 系统才处于稳定状态。
Pure ALOHA: 想发就发,碰撞了结束当前传输等待一段随机时间。多用户共享通道,导
致碰撞。帧传输在一个完全任意的时间。
PureAloha 吞吐量:N 是在传输一完整帧时间内提交的平均数量的新帧。服从破松分布。
G 是在提交一完整帧时间内的平均数量的新旧帧,也服从破松分布。
P0 为不经历碰撞的概率,吞吐量 S=G*P0
P0=e^(-2G), S = G*e^(-2G)
Slotted ALOHA:时间被分段,包必须在一个区间内传输。data are always sent at the
beginning of a time slot . If a collision occurs, finish the current transmission and retry
after a random amount of time slots. Slotted ALOHA cuts the vulnerable period for
packets from 2t to t. This doubles the best possible throughput from 18.4% to 36.8%
The Slotted ALOHA algorithm :
1. If a host has a packet to transmit, it waits until the beginning of the next slot before
sending
2. Listen to the broadcast and check if the packet was destroyed
3. If there was a collision, wait a random number of slots and try to send again
Contention period
In Pure ALOHA : two packet transmission times. In Slotted ALOHA: one packet
transmission time. In CSMA, up to 2*end-to-end delay.
性能:CSMA > Slotted ALOHA > Pure ALOHA
1-persistent CSMA: 遇忙持续监听,当信道空闲立即传输。如果碰撞发生,等待一段随机
时间再重新开始。Non-persistent CSMA: 遇忙等待一个随机时间然后再重新监听,遇闲
立即传输。如果碰撞发生,等待一个随机时间再重新开始。P-Persistent CSMA:遇闲,
以概率 p 传输包,如果不传输就等待一个 slot 再重新监听,如果忙也等待一个 slot 再重新
监听。如果碰撞发生,等待一个随机时间再重新开始。对于 p 坚持,p=0.5 的话,如果发现
信道空闲,以 50%的概率发送包,如果不发送等待一个 slot 再重新尝试监听。尝试次数的
平均数量为:
∑
∞
𝑖
=
0
𝑖
(
1
―
𝑝
)
𝑖
𝑝
=
1
𝑝
CSMA/CD:带冲突监测的载波监听多路访问。如果两个站同时传输数据,会发生碰撞。停
止传输。空闲就立即传输,忙的话等待直到空闲。监测到碰撞就立即中止传输。等待一个
随机时间后再重新开始。载波监听减少碰撞次数,碰撞监测减少碰撞影响,使得信道能够
尽早使用。How long does it take to realize there has been a collision?
Worst case: 2 x end-to-end prop. delay
RTT(Round-Trip Time): 往返时延。在计算机网络中它是一个重要的性能指标,表示从发
送端发送数据开始,到发送端收到来自接收端的确认(接收端收到数据后便立即发送确
认),总共经历的时延。
一般认为单向时延=传输时延 t1+传播时延 t2+排队时延 t3
t1 是数据从进入节点到传输媒体所需要时间,通常等于数据块长度/信道带宽
t2 是信号在信道中需要传播一定距离而花费的时间,等于信道长度/传播速率
t3 可笼统归纳为随机噪声,由途径的每一跳设备及收发两端负荷情况及吞吐排队情况决定
讨论数据链路层的最小帧长问题时,发送时延大于 RTT 才能检测到冲突.
最小帧长=RTT*传输速率。
forwarding: move packets from router’s input to appropriate router output
routing: determine route taken by packets from source to dest.
forwarding: process of getting through single interchange
routing: process of planning trip from source to dest
IP: Internet Protocol 数据报格式
首部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。在首部的固定部
分的后面是一些可选字段,其长度是可变的。首部中的源地址和目的地址都是 IP 协议地址。
首部长度 占 4 位,可表示的最大十进制数值是 15。请注意,这个字段所表示数的单位是 32
位字长(1 个 32 位字长是 4 字节),因此,当 IP 的首部长度为 1111 时(即十进制的 15),
首部长度就达到 60 字节。当 IP 分组的首部长度不是 4 字节的整数倍时,必须利用最后的
填充字段加以填充。因此数据部分永远在 4 字节的整数倍开始,这样在实现 IP 协议时较为
方便。首部长度限制为 60 字节的缺点是有时可能不够用。但这样做是希望用户尽量减少开
销。最常用的首部长度就是 20 字节(即首部长度为 0101),这时不使用任何选项。总长度
总长度指首部和数据之和的长度,单位为字节。总长度字段为 16 位,因此数据报的最大长
度为 2^16-1=65535 字节。在 IP 层下面的每一种数据链路层都有自己的帧格式,其中包括
帧格式中的数据字段的最大长度,这称为最大传送单元 MTU(Maximum Transfer Unit)。当
一个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
下面的数据链路层的 MTU 值。标志(flag) MF=1 即表示后面“还有分片”的数据报。MF=0 表
示这已是若干数据报片中的最后一个。片偏移:较长的分组在分片后,某片在原分组中的相
对位置。也就是说,相对用户数据字段的起点,该片从何处开始。片偏移以 8 个字节为偏
移单位。这就是说,除了最后一个分片,每个分片的长度一定是 8 字节(64 位)的整数倍。
IP 地址是一个 32 位的二进制数,通常被分割为 4 个“8 位二进制数”(也就是 4 个字节)。
一个 A 类 IP 地址由 1 字节的网络地址和 3 字节主机地址组成,网络地址的最高位必须是
“0”, 地址范围从 1.0.0.0 到 126.0.0.0。可用的 A 类网络有 126 个,每个网络能容纳 1
亿多个主机。 一个 B 类 IP 地址由 2 个字节的网络地址和 2 个字节的主机地址组成,网络
地址的最高位必须是“10”,地址范围从 128.0.0.0 到 191.255.255.255。可用的 B 类网络
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半清斋
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