850- TCP/IP 参考模型 详解(1)

TCP/IP 参考模型

用不同电压极性或电平值的信号来代表数字数据 0 和 1 的过程，就称为数字基带信号的编码；其反过程称为解码。归零 曼彻斯特 非归零编码。用负电压代表逻辑 0，用正电压代表逻辑 1。当然也可以有其他的表示方法。

由低电平跳变到高电平时，就表示数字信号 1；每位由高电平跳变到低电平时，就表 示数字信号 0。

差分曼彻斯特编码 每个时钟周期的中间都有一次电平跳变，这个跳变做同步之用。每个时钟周期的起始处：跳变则说明该比特是0，不跳变则说明该比特是 1

2 报文交换 报文交换方式的数据传输单位是报文 报文是站点一次性要发送的数据块，长度不限且可变。报文必须附加目的地址，网络节点根据报文上的目的地址信息，把报文发送到下一个节点，逐节点地转送。报文采用存储转发机制，每个节点收到整个报文并检查无误后，就暂存这个报文，然 后利用路由信息找出下一个节点的地址，再把整个报文传送给下一个节点。端与端之间无需先通过呼叫建立连接。3．分组交换 分组交换是报文交换的一种改进 报文分成若干个分组，每个分组的长度有一个上限分组可以存储到内存中，提高了交换速度。

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，先把较长的报文划分成较短的、固定长度的数据段。

每一个分组的首部都含有地址等控制信息。分组交换网中的结点交换机根据收到的分组的首部中的地址信息，把分组转发到下一 个结点交换机。用这样的存储转发方式，最后分组就能到达最终目的地。

接收端收到分组后剥去首部还原成报文。

假定分组在传输过程中没有出现差错，在转发时也没有被丢弃。因特网的核心部分是由许多网络和把它们互连起来的路由器组成，而主机处在因特网 的边缘部分。主机:为用户进行信息处理的，并且可以和其他主机通过网络交换信息。路由器:用来转发分组的，即分组交换。

数据报与虚电路

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网络资源。如果再使用可靠传输的网络协议，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

优点 1、使原来属于不同碰撞/冲突域的局域网上的计算机能够进行跨碰撞域的通信。2、扩大了局域网覆盖的地理范围。缺点 1、碰撞/冲突域增大了，但总的吞吐量并未提高。2、如果不同的碰撞/冲突域使用不同的数据率，那么就不能用集线器将它们互连起来。【例】带宽 6 MHz，量化等级为 4，无噪声，最大数据传输率多大=2×H×log2N(bps)=2×6×log24= 24Mbps

组帧
封装成帧就是在一段数据的前后分别添加首部和尾部，然后就构成了一个帧。确定帧的界限。首部和尾部作用是帧定界。

字符填充 7E=0111 1110 将信息字段中出现的每一个0x7E 字节转变成为 2 字节序列(0x7D, 0x5E)。0111 1101 1001 1110 若信息字段中出现一个 0x7D 的字节, 则将其转变成为 2 字节序列(0x7D,0x5D)。若信息字段中出现 ASCII 码的控制字符（即数值小于 0x20 的字符）， 则在该字符前面要加入一个 0x7D 字节，同时将该字符的编码加以改变。零比特填充 在发送端，只要发现有 5 个连续 1，则立即填入一个 0。接收端对帧中的比特流进行扫描。每当发现 5 个连续 1 时，就把这 5 个连续 1 后的一个 0 删除， 信息字段中出现了和标志字段 F 完全一样的 8 比特组合 0 1 0 0 1 1 1 1 1 1 0 0 0 1 0 1 0 会被误认为是标志字段 F 发送端在 5 个连 1 之后填入 0 比特再发送出去 0 1 0 0 1 1 1 1 1 0 1 0 0 0 1 0 10 发送端填入 0 比特 在接收端把 5 个连 1 之后的 0 比特删除 0 1 00 1 1 1 1 1 0 1 0 0 0 1 0 1 0 接收端删除填入的 0 比特

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。

在发送完一个分组后，必须暂时保留已发送的分组的副本。分组和确认分组都必须进行编号。超时计时器的重传时间应当比数据在分组传输的平均往返时间更长一些。

流水线传输 发送方可连续发送多个分组，不必每发完一个分组就停顿下来等待对方的确认。

3.4.3 后退 N 帧协议（GBN）
如果发送方发送了前 5 个分组，而中间的第 3 个分组丢失了。这时接收方只能对前两个分组发出确认。发送方把后面的三个分组都再重传一次。叫做 Go-back-N（回退 N），表示需要再退回来重传已发送过的 N 个分组。累积确认 接收方一般采用累积确认的方式。即不必对收到的分组逐个发送确认，而是对按序到达的最后一个分组发送确认， 这样就表示：到这个分组为止的所有分组都已正确收到了。累积确认优点是：容易实现，即使确认丢失也不必重传。缺点是：不能向发送方反映出接收方已经正确收到的所有分组的信息。

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号的上限。目的是能够重复使用有限的序号列。
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号的上限。规定了哪些序号的帧可以接收，哪些不能，也就说 只有当收到的帧的序号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号与接收窗口一致时才能接收该帧。否则，就丢弃它。
②每收到一个序号正确的帧，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：发送序号（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 号帧，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 号帧；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 号帧；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 个比特对序号编码序号 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。

时分复用 TDM(Time Division Multiplexing) 1、时分复用则是将时间划分为一段段等长的时分复用帧（TDM 帧）。每一个时分复 用的用户在每一个 TDM 帧中占用固定序号时隙。2、每一个用户所占用的时隙是周期性地出现（其周期就是 TDM 帧的长度）。3、TDM 信号称为等时(isochronous)信号。4、时分复用的所有用户是在不同的时间占用同样的频带宽度

波分复用 WDM(Wavelength Division Multiplexing) 波分复用就是光的频分复用。

向量 S 为(–1 –1 –1 +1 +1 –1 +1 +1)，向量 T 为(–1 –1 +1 –1 +1 +1 +1 –1)。把向量 S 和 T 的各分量值代入 S*T=+1+1-1-1+1-1+1-1=0 就可看出这两个码片序列是正交的。任何一个码片向量和该码片向量自己的规格化内积都是 1 。

以太网的广播方式发送 总线上的每一个工作的计算机都能检测到 B 发送的数据信号。由于只有计算机 D 的地址与数据帧首部写入的地址一致，因此只有 D 才接收这个数 据帧。其他所有的计算机（A, C 和 E）都检测到不是发送给它们的数据帧，因此就丢弃这个数据帧而不能够收下来。具有广播特性的总线上实现了一对一的通信。为了通信的简便以太网采取了两种重要的措施 1、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。2、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。

以太网提供的服务 1、以太网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。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号。CD“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）。当一个站检测到的信号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，总线上传输的信号产生了严重的失真，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，免得继续浪费网络资源，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

当 A 和 C 检测不到无线信号时，都以为 B 是空闲的，因而都向 B 发送数据，结 果发生碰撞。其实 B 向 A 发送数据并不影响 C 向 D 发送数据 这就是暴露站问题(exposed station problem)

DCF 子层在每一个结点使用 CSMA 机制的分布式接入算法，让各个站通过争用信道来获取发送权。因此 DCF 向上提供争用服务。PCF 子层使用集中控制的接入算法把发送数据权轮流交给各个站从而避免了碰撞的产生帧间间隔 IFS 所有的站在完成发送后，必须再等待一段很短的时间（继续监听）才能发送下一帧。这段时间的通称是帧间间隔 IFS (InterFrame Space)。帧间间隔长度取决于该站欲发送的帧的类型。高优先级帧需要等待的时间较短，因此可优先获得发送权。若低优先级帧还没来得及发送而其他站的高优先级帧已发送到媒体，则媒体变为忙态 因而低优先级帧就只能再推迟发送了。这样就减少了发生碰撞的机会。

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。

CSMA/CA 协议的原理 欲发送数据的站先检测信道。在802.11 标准中规定了在物理层的空中接口进行物理层的载波监听。通过收到的相对信号强度是否超过一定的门限数值就可判定是否有其他的移动站在 信道上发送数据。当源站发送它的第一个 MAC 帧时，若检测到信道空闲，则在等待一段时间DIFS 后 就可发送。为什么信道空闲还要再等待 这是考虑到可能有其他的站有高优先级的帧要发送。如有，就要让高优先级帧先发送。假定没有高优先级帧要发送 源站发送了自己的数据帧。目的站若正确收到此帧，则经过时间间隔SIFS 后，向源站发送确认帧 ACK。若源站在规定时间内没有收到确认帧 ACK（由重传计时器控制这段时间），就必须重 传此帧，直到收到确认为止， 或者经过若干次的重传失败后放弃发送。争用窗口信道从忙态变为空闲时，任何一个站要发送数据帧时，不仅都必须等待一个 DIFS 的 间隔，而且还要进入争用窗口，并计算随机退避时间以便再次重新试图接入到信道。在信道从忙态转为空闲时，各站就要执行退避算法。减少了发生碰撞的概率。

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。

NAV 指出了必须经过多少时间才能完成数据帧的这次传输，才能使信道转入到空闲状 态。使用 RTS 帧和 CTS 帧会使整个网络的通信效率有所下降。但与数据帧相比，开销不算大。相反，若不使用这种控制帧，则一旦发生碰撞而导致数据帧重发，则浪费的时间就更 多。

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

站点 A 向 B 发送数据帧，或路由器 R 向 C 发送数据，但数据帧必须经过AP 转 发。

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

文章知识点与官方知识档案匹配，可进一步学习相关知识网络技能树认识身边的计算机网络常见的网络设备22354 人正在系统学习中

来源：林同学599