850- TCP/IP 参考模型 详解(1)

TCP/IP 参考模型

适用于交互式通信，如终端与主机通信。分组交换的主要特点 在发送端，先把较长的 文划分成较短的、固定长度的数据段。

接收端收到分组后剥去首部还原成 文。

数据 与虚电路

虚电路：面向连接的通信方式 建立虚电路(VirtualCircuit)，以保证双方通信所需的一切 络资源。如果再使用可靠传输的 络协议，就可使所发送的分组无差错按序到达终点。虚电路服务

传输介质

2.2 传输介质
2.2.1 双绞线、同轴电缆、光纤与无线传输介质

双绞线 屏蔽双绞线 STP (Shielded Twisted Pair) 无屏蔽双绞线 UTP (Unshielded Twisted Pair) 同轴电缆
50 同轴电缆
75 同轴电缆 光缆

差错控制
检错编码 循环冗余检验的原理 在数据链路层传送的帧中，广泛使用了循环冗余检验 CRC 的检错技术。在发送端，先把数据划分为组。假定每组 k 个比特。假设待传送的一组数据 M = 101001 （现在 k = 6）。在 M 的后面再添加供差错检测用的 n 位冗余码一起发送。冗余码的计算用二进制的模 2 运算进行 2n 乘 M 的运算，这相当于在 M 后面添加n 个 0。得到的 (k + n) 位的数除以事先选定好的长度为 (n + 1) 位的除数 P，得出商是Q 余 数是 R，余数 R 比除数 P 少 1 位，即 R 是 n 位。现在 k = 6, M = 101001。设 n = 3, 除数 P = 1101， 被除数是 2nM = 101001000。模 2 运算的结果是：商 Q = 110101， 余数 R = 001。把余数 R 作为冗余码添加在数据 M 的后面发送出去。发送的数据是：2nM + R 即：101001 001，共 (k + n) 位。

3.4.4 选择重传协议（SR） 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。累计确认不适用

（1）滑动窗口变量设置：
①发送端设立一个变量，称为发送窗口，用 SWS（Send Window Size）
②接收端设立一个变量，称为接收窗口，用 RWS（Receive Window Size ）来表示， 表示能够接收帧的序 的上限。目的是能够重复使用有限的序 列。
③发送窗口的大小（SWS）表示在没有收到确认帧的情况下，发送端最多可以发送的帧的个数（停止等待协议中 SWS=1）。

（2）发送窗口的规则：
①发送窗口内的帧是允许发送的帧，而不考虑有没有收到确认。发送窗口右侧所有的帧都是不允许发送的帧。②每发送完一个帧，允许发送的帧数就减 1。但发送窗口的位置不变。③如果所允许发送的帧数都发送完了，但还没有收到任何确认，那么就不能再发送任 何帧了。④发送端每收到对一个帧的确认，发送窗口就向前(即向右方)滑动一个帧的位置。

（3）接收窗口大小（RWS）
①表示能够接收帧的序 的上限。规定了哪些序 的帧可以接收，哪些不能，也就说 只有当收到的帧的序 落在接收窗口内才允许接收该数据帧（停止等待协议中 RWS=1） 。
②为了减少开销，连续ARQ 协议还规定接收端不必每收到一个正确的数据帧就发送一 个确认帧，而是可以收到连续几个正确帧后，才对最后一个数据帧发确认信息。累积确认机制
③为了减少开销，也可采用捎带确认方法。双工通信
④对某一数据帧的确认就表明该数据帧和这以前所有的数据帧均已正确无误地收到了。这样做可以使接收端少发一些确认帧，因而减少了开销。
⑤接收窗口大小可以根据需要设定，RWS=1，表示一次只能接收一个帧；RWS=SWS，可以将发送端发出的帧全部接收；RWS>SWS，没有意义 。

（3）接收窗口的规则：
①只有当收到的帧的序 与接收窗口一致时才能接收该帧。否则，就丢弃它。
②每收到一个序 正确的帧，接收窗口就向前(即向右方)滑动一个帧的位置。同时向 发送端发送对该帧的确认。
③接收窗口移动了，发送窗口才能够向前移动。

（4）发送窗口的最大值 问题：发送序 （SeqNum）一定，SWS 最大是多少不是 SWS＝SeqNum 就一定是 最好的设 SeqNum=8，SWS=8，RWS＝1 ，发送端发送 0～7 帧，并都被接收端确认， 接收端发送 ACK0～ACK7。让我们考虑下面两种情况：

①ACK0～ACK7 都被发送端收到，发送端发送新的 0～7 帧；正常无差错情况 发 01 2 3 4 5 6 7| 0 1 2 3 4 5 6 7 收 0 1 2 3 4 5 6 7| 0 1 23 4 5 6 7
②ACK0～ACK7 出错，发送端超时重发原来的 0～7 帧；收 0 1 2 3 45 6 7| 0 1 2 3 4 5 6 7 接收端不能够正确区别第二次收到的 8 个帧具体是新的帧还是原来重发的帧。收 0 1 2 3 4 5 6 |7 0 1 2 3 4 5 | 6 7 结论：当 RWS=1 的时候， SWSmax=SeqNum-1 RWS=kSWSmax=SeqNum-k n 个比特对序 编码序 0— 2 ^ n -1 退后 N 帧 发送窗口大小 (2 ^ n)-1 选择重传 发送窗口大小 2^(n-1)

介质访问控制

3.5 介质访问控制
3.5.1 信道划分介质访问控制 复用(multiplexing)是通信技术中的基本概念。

以太 提供的服务 1、以太 提供的服务是不可靠的交付，即尽最大努力的交付。2、当目的站收到有差错的数据帧时就丢弃此帧，其他什么也不做。差错的纠正由高 层来决定。3、如果高层发现丢失了一些数据而进行重传，但以太 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。载波监听多点接入/碰撞检测 CSMA/CD CSMA/CD 表示 Carrier Sense Multiple Access with Collision Detection。“多点接入”表示许多计算机以多点接入的方式连接在一根总线上。CS“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。总线上并没有什么“载波”。因此， “载波监听”就是用电子技术检测总线上有没有其他计算机发送的数据信 。CD“碰撞检测”就是计算机边发送数据边检测信道上的信 电压大小。当几个站同时在总线上发送数据时，总线上的信 电压摆动值将会增大（互相叠加）。当一个站检测到的信 电压摆动值超过一定的门限值时，就认为总线上至少有两个站 同时在发送数据，表明产生了碰撞。所谓“碰撞”就是发生了冲突。因此“碰撞检测”也称为“冲突检测”。在发生碰撞时，总线上传输的信 产生了严重的失真，无法从中恢复出有用的信息来。每一个正在发送数据的站，一旦发现总线上出现了碰撞，就要立即停止发送，免得继续浪费 络资源，然后等待一段随机时间后再次发送。B 若在 A 发送的信息到达 B 之前发送自己的帧(因为这时 B 的载波监听检测不到 A 所发送的信息)，则必然要在某个时间和 A 发送的帧发生碰撞。碰撞的结果是两个帧都变得无用。电磁波在总线上的有限传播速率的影响 当某个站监听到总线是空闲时，也可能总线并非真正是空闲的。A 向 B 发出的信息，要经过一定的时间后才能传送到 B。传播时延对载波监听的影响

SIFS，即短 (Short) 帧间间隔，长度为 28 ，是最短的帧间间隔，用来分隔开属于 一次对话的各帧。一个站应当能够在这段时间内从发送方式切换到接收方式。使用 SIFS 的帧类型有：ACK 帧、CTS帧、由过长的 MAC 帧分片后的数据帧，以 及所有回答 AP 探询的帧和在 PCF 方式中接入点 AP 发送出的任何帧。

802.11 使用二进制指数退避算法。二进制指数退避算法 第 i 次退避就在 22 + i 个时隙中随机地选择一个，即：第 i 次退避是在时隙 {0, 1, …,-1 22 +i-1} 中随机地选择一个。第 1 次退避是在 8 个时隙（而不是 2 个）中随机选择一个。第 2 次退避是在 16 个时隙（而不是 4 个）中随机选择一个。退避计时器 站点每经历一个时隙的时间就检测一次信道。这可能发生两种情况。1、若检测到信道空闲，退避计时器就继续倒计时。2、若检测到信道忙，就冻结退避计时器的剩余时间，重新等待信道变为空闲并再经过时间 DIFS 后，从剩余时间开始继续倒计时。如果退避计时器的时间减小到零时，就开始发送整个数据帧。

协议还是设有三种情况供用户选择：(1) 使用 RTS 帧和 CTS 帧；(2) 只有当数据帧的长度超过某一数值时才使用 RTS 帧和 CTS 帧（显然，当数据帧 本身就很短时，再使用 RTS 帧和 CTS 帧只能增加开销）；(3) 不使用 RTS 帧和 CTS 帧。虽然协议经过了精心设计，但碰撞仍然会发生。

802.11 局域 的 MAC 帧 802.11 帧共有三种类型：控制帧、数据帧和管理帧。

CSMA/CA 主要特性总结 发送前退避 同时检测到信道空闲的站退避时间长度不同发送站/接收站之间 RTS/CTS 握手 使隐藏站得知数据传输 虚拟载波监听与 NAV 配合使用 等待站无须持续监听信道 接收站正确接收数据帧后，需返回 ACK 帧 使发送站知道是否发生冲突 不同类型的帧设置不同的帧间间隔 控制帧等高优先级帧能更快递发送出去

3.5.3 轮询访问介质访问控制：令牌传递协议 控制令牌是另一种传输媒体访问控制方法。按照所有站点共同理解和遵守的规则，从一个站点到另一个站点传递控制令牌

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