第六章 广域网第六章 广域网1. 广域网基本概念 广域网的构成 广域网所提供的服务2. 广域网中的路由选择机制 结点交换机中的路由表 a. 层次法的编址方案 b. 按照目的站交换机号确定下一站 用图表示广域网3. 路由选择的一般原理• 理想的路由算法

• 非自适应路由选择• 自适应路由选择4. 拥塞控制• 拥塞控制的意义• 拥塞控制的一般原理5.X.25 建议书6. 帧中继 FR• FR 体系结构 • FR 呼叫控制 • 应用

本章讨论的主要内容：

6.1 节 基本概念一、广域网的构成1. 问题： 距离较远时 ,例如，几十，几百公里，甚至几千公里 ,局域网显然是无法完成通信任务，这就需要另一种结构网络，即广域网。 广域网的构成：由一些结点交换机以及相应的链路组成。

A

B

C

D

E

广域网

LAN1

LAN2

互连网 :

注意区别

1.连接技术的区别 局域网采用的多点接入技术 广域网结点之间采用点到点连接

2.协议层次上 局域网主要在 Data Link层 广域网主要在 Network层

3. 广域网与局域网之间采用路由器连接

二、广域网提供的服务：服务： 1 ）无连接的网络服务（数据报服务） 2 ）面向连接的网络服务（虚电路服务）1. 无连接（数据报）网络服务有二点： ①主机只要想发送数据就随时可发送； ②每个分组独立地选择路由；注意： 第二点，意味着先发送出去的分组不一定先到达目的站主机。

无连接的网络服务

A

B

C

D

E P1

P2

P3

P4

P5

注： 即分组有二条路由选择，因此，数据报不能保证按发送顺序交付给目的站。另外 ，当网络发生拥塞时，网络中的某个结点可能将一些分组丢弃。所以，数据报提供的服务是不可靠的。

特征： 1 ）数据发送的随意性 2 ）每个分组独立选择路由 3 ）不可靠服务

A

B

C

D

E

2. 面向连接的网络服务 :

•H1 和 H5 通信，主机 H1 先发起一个虚呼叫，要求进行通信，同时，也寻找一条合适的路由。•若主机 H5 同意，就发回响应，然后双方就可以传送数据。就建立了一条虚电路以后 H1 向 H5 传送所有的分组都沿着这条虚电路传送；•传送完毕，释放。

面向连接服务（虚电路服务） :特征： 1) 虚电路建立（通过虚呼叫实现） 2 ）所有分组均沿同一路径传输 3 ）可靠服务需要指出的是：• 这个虚电路和电路交换的连接有很大的区别 :1. 电路交换：二个用户通信网始终占用一条端到端的物理信道；2. 虚电路：由于采用的是存储转发的分组交换，所以，只是断续地占用一条一条的链路；

从用户端看网络提供的服务：虚电路与数据报对比：对比的方式 虚电路 数据报1. 连接的建立 必须有 不要2. 目的站地址 仅在连接建立阶段使用 每个分组都有 每个分组使用短的虚电路号 目的站的全地址3. 路由选择 在虚电路建立时进行，所有 每个分组独立选择路由 分组均按同一路由。4. 当路由器出故障 所有通过出故障的路由器 出故障的路由的可能会丢失 的虚电路均不能工作 分组，一些路由可能会发生更改5. 分组的顺序 总是按发送顺序到达 可能不按发送顺序 目的站 6. 差错处理 由通信子网负责 由主机负责 7. 流量控制 由通信子网负责 由主机负责

6.2 节 广域网中的路由选择机制一、结点交换机中的路由表 分组交换网络的路由选择：通过查找路由表完成，那么在讨论路由表之前，应先了解广域网是如何给接入网络的计算机进行编址的。

1. 层次结构的编址方案地址 =[分组交换机号，计算机接入交换机的端口号 ]例如：有 3台交换机，分别接有计算机，如图 :

[2,1] [2,2]

[1,1]

下一站

1

2

3

4

1

2

3

4

交换机 1 交换机 3

[1,3]

[3,2]

[3,3]

1 2 3 4

交换机 2

交换机 2 的路由表

目的站[1,1] 交换机 1

交换机 1

[3,2] 交换机 2

[3,3] 交换机 2

[2,1] 本交换机[2,2] 本交换机

[1,3]

2 、路由表基本结构

3 、简化路由表

[1,3]

目的站[1,1]

[3,2][3,3][2,1][2,2]

交换机 1

交换机 1

交换机 2

交换机 2

本交换机本交换机

下一站交换机 1

交换机 3

目的站 下一站1

23

本交换机

二、用图表示广域网 在研究广域网的路由问题时，可用图论中的“图”表示整个广域网： 结点 — 表示结点交换机 边 — 表示广域网中的链路1

2

3

4

1

2

3

4

1 2

3 4

图 A

1

3

2

4

图 B

结点 1 结点 2

目的站 下一站1234

-333

目的站 下一站1234

3-34

1

3

2

4

图 B

目的站 下一站1234

12－4

结点 3

目的站 下一站1234

323－

结点 4

结点 1

目的站 下一站1234

-333

目的站 下一站1＊

-3

进一步化简

图 (B) 的路由表进一步简化 :

* 表示其余的默认路由

默认路由：1）用一个默认路由代替所有的具有相同“下一站”的项目2）默认路由比其他项目的优先级低3）若转发分组时找不到明确的项目对应，就使用默认路由

6.3 节 路由选择的一般原理 下面就讨论路由选择的一般原理以及几种不同的路由选择

策略和算法。一、理想的路由算法1. 特点：1 ）算法必须是正确的和完整的 ;正确性 (correctness)2）算法在计算上应简单的 ;简单性 (simplicity)3）算法应能适应和网络拓扑的变化 ;稳健性（ robustness)4）算法应具有稳定性 (stability); 路径的相对稳定性5）算法应是公平的 (fairness)6 ）算法应是最佳的 (optimality) 和高效的（ efficiency).

最优路由评估指标 跳数 费用 时延 吞吐量

最短路经路由：路径上的节点数最少 最小费用路由算法 最大吞吐量路由算法 最小时延路由算法

1

2

3 5

46

1

7

23 2 2

11

3 3 1 1 4 2

85

6

38 5

• 所有节点对间• 所有可能的路径中

最少节点数的路径 累计费用最低的路径 累计时延最小的路径 最小吞吐量最大的路径

2. . 路由选择方法的分类： 非自适应路由选择策略（静态）

固定路由法 扩散法（ flooding) 随机走动法 自适应路由选择策略（动态）

距离向量路由 分布式路由选择策略

静态路由与动态路由依据网络拓扑结构建立路由表路由表的内容保持不变（网络变化小的网络）路由表的内容随网络的变化而更新静态路由简单可靠、但灵活性较差动态路由随网络变化而自动变化，可靠性较差动态路由需在节点间交换路由信息 --- 路由协议全局最优路由与局部最优路由全局最优路由 --- 小型网络局部最优路由 --- 大型网络

二 . 非自适应路由选择一、固定路由法1. 方法：① 在每个结点有一张路由表，表上标明：每一个目的地址应查哪些链路。② 表是在整个交流进行配置时生成的，并在一段时间内保持不变。特征：一般不能适应拓扑和通信量的变化，实现简单，开销小

2. 路由表的制作： 将网络内任何二个结点之间的最短通路计算好，根据这些最短通路制成路由表存放在各个结点中。 路由选择策略: 算法给定网络中任意二个结点之间的最短边路。3.求最短边路算法： A. 已知条件： 整个网络拓扑和各链路的长度。如果长度代表了最小时延或最少费用时，求最短通路。 B. 算法：① 设原结点为：结点1② 然后一步一步地寻找，每次找一个结点③ 直到把所有的点都找到为止.

1

32

4 5

61

2

2

1

3

3

5

2

1

5

令：① D(v)为原结点 D 到任意结点 V 的距离 ② L(i,j)为结点 i 到 j 之间的距离 ③ N 表示网络结点的集合1 ）先令 N={1}，对所有不在 N 中的结点 V，

L(1,v) ，若结点 V 与结点 1直接相连则： D(v)=

∞ 若结点 v 与结点 1不直接相连

2 ）寻找一个不在 N 中的结点 w，其 D(w)值为最小，把 w加入到 N 中。 然后，对所有不在 N 中的结点，用[D(v),D(w)+L(w,v)]中的较小值去更新原有的 D(v)值，即：

D(v) ←Min[D(v), D(w)+L(w,v)]3）重复步骤（ 2），直到所有的网络结点都在 N 中为止。

D(1) D(2) D(3) D(4) D(5) D(6)

初始化 D(1) 0 2 5 1 ∞ ∞ 从初始化矩阵中找出最小值（ 0 出外），确定路由第一步： 1 4第二步：从 1 4 1 2 3 4 5 6

1

32

4 5

61

2

2

1

3

35

2

1

5

若新路径值小于旧值，则更新；否则保留旧值。

D(1) D(2) D(3) D(4) D(5) D(6)

初始化 D(1) 0 2 5 1 ∞ ∞ 0 2 4 1 2 ∞

132

4 56

1

22

1

3

35

2

15

第二步：

第三步：从 1 4 5 1

2

3

4

5

6

若新路径值小于旧值，则更新；否则保留旧值。

D(1) D(2) D(3) D(4) D(5) D(6)

初始化 D(1) 0 2 5 1 ∞ ∞ 0 2 4 1 2 ∞ 0 2 3 1 2 ∞

132

4 56

1

22

1

3

35

2

15

第二步：第三步：

1 4 5 2

以此类推：得到 1 4 5 2 3 6

1

32

4 5

61

2

2

1

3

3

5

2

1

5

1

32

4 5

61

2

12

1

目的结点 后继结点2 23 44 45 46 4

分散通信量法：特征：路由表提供所有可用得后继结点 路由基于随机决定策略

M NK

L P

A B C

D

E

目的站 经过 概率 经过 概率 经过 概率 A M 0.5 L 0.4 N 0.1

B M 0.35 N 0.35 L 0.3

C N 0.65 M 0.25 P 0.1

D N 0.55 P 0.3 M 0.15

E P 0.45 N 0.3 M 0.25

1) 路由表中给出几个可供采用的输出链路，每条链路赋予一个概率2 ）分组到达该结点时，此结点产生一个从 0.00 到 0.99 的随机数3 ）按此随机数的大小，查表找出相应的输出链路

洪泛法：特征：路由表提供所有可用得后继结点 路选向所有后继结点转发，基于冗余传输优点：网络通信量小时，分组时延为最小。 缺点：网络通信量大时，网络易出现拥塞现象。（网络中分组数目会迅速增长）两种限制分组数目的方法：1 ）在每个分组首部中设置一个计数器2 ）在每个结点建立一个登记表

随机路由

工作方式： 从多个（能到达目的地的）出口中随机选中一个来转发 PDU 。 随机 --- 选择链路、根据信道负载、…

•不需要网络拓扑信息 --- 网络结构无关性•每次路径是随机变化的•树形，星形网络

二、自适应路由选择 1.自适应可以从时间上考虑，即在某个时间根据当时的情况调整路由。 2.自适应也可以从空间上考虑，即在网络的某个局部范围做出应调整路由的决定，或根据某些网络状态状态信息调整路由。 现在流行的分布式路由选择策略都是从时间上和空间上进行考虑的。1.分布式路由选择策略策略算法 : 1、距离向量算法 (Distance Vector

Routing) 2、链路状态算法

现在，把每条链路旁的数字看作是时延，如①—④的时延是 1ms，根据网络假设更新结点1的路由表。由表可知，由于链路的故障原因从结点1至结点3， 5，6不是最小的时延。在此不必去看它。重要的是：路由表给出了在结点1的二个向量 D1 和 S1。

目的结点 迟延 下一站结点123456

025168

-23433

1

32

4 5

61

2

2

1

3

3

5

2

1

5

阻塞

025168

D1 ＝ S1 ＝

023433

对于任一结点 i 的时延向量和结点向量分别为 :di1

din

Di ＝

…

si1

sin

Si ＝

…

5

1

23

4 56

2

2

1

3

3

1

1

2

5

（ a ）

Di 为结点 i 的时延向量dij 结点 i 至结点 j 的最小时延的当前估值N 为网络中的结点数Si 为结点 i 的后继结点向量sij 为从结点 i 至结点 j 的当前最小时延路由中结点 i 的后继结点

假定经过了 128ms，结点 1收到了来自 3个相邻结点（结点 2， 3， 4）的时延向量 D2 ， D3 ， D4 ，于是进行更新运算，得出了更新后的路由表。目的 迟延 下一站

123

023

-24

456

124

444

更新的路由表目的结点 迟延 下一站结点

123456

025168

-23433

可见，更新后的结点 3， 5， 6的时延最小。

下面我们以结点3 为例；从结点1经不同结点到结点3的时延分别为：→ → ① ② ③ d12 + d23 = 2 + 3 = 5

→ ① ③ d13 + d33 = 5 + 0 = 5

→ → ① ④ ③ d14 + d43 = 1 + 2 = 3 这里， d12， d13 ， d14 的数值 2， 5， 1是原先时延向量，而 d23， d33 ， d43 的数值 3， 0，2是刚收到.

023124

D1 新 ＝203235

D2 ＝

330213

D3 ＝

122013

D4 ＝

025168

D1 旧 ＝

因此，对于一个结点 1 的时延向量的修改： d13=Min[d12+d23 ， d13+d33 ， d14 + d43]

=Min[5 ， 5 ， 3] d13= 3

从结点 1 出发后的第二个结点应为结点 4

集中式路由选择策略：网控中心 NCC负责全网状态信息的收集、路由计算及路由选择的实现。优点： 1 ）减轻各结点计算量 2 ）消除“振荡” 3 ）起流量控制作用缺点： 1 ）通信量较大 2 ） NCC 出故障，则整个网络失控采取策略： 冗余、分级

三、 Router 与 Bridge 的比较1. 相同点：可以连接二个不同的网点；二个网点上的工作站都可以直接访问对方的资源。均具有故障隔离功能均可使网上的碰撞机会减少，提高带宽利用率。2.不同点：网桥处于“数据链路层”，路由器处于“网络层”；网桥与网络层协议无关，路由与网络协议层相关；路由器具有路由选择功能，网桥则无；

四、 Router 的应用：1. 将多个网络连接在一起（集成作用）将不同地方的二个网点连接在一起，形成二个逻辑网络点。

R1

R2 R3

R4

2. 有效隔离交通量，提高网络效量（隔离作用）

R

A

B

C E

D F

作用：①除了数据流量的隔离②同时也可以进行错误的隔离

R

A

B

C E

D F

原因： 一个网络中的“广播”信号太多会使网络信号碰撞频繁，网络无法正常 . 解决： 采用路由器连接二个子网，形成二个逻辑网点。

3. 隔绝“广播风暴”

4. 提供“防火墙”技术，增强安全性 为使“ Firewall”功能的实现，针对进出网络的数据进行管理，提供数据 Data link和 Network层的协议管理。

Custom Filter

Tcp/IP

Spx/IPx

XMS

Tcp/IP

管理者：通过协议管理 1. 可以限制使用者可以连接某些网站2.可以限制某些 IP地址可以 /不可以进入，以避免不合法的人员入侵。

6.4 拥塞控制（ congestion)一、拥塞控制的意义1.网络拥塞产生的原因：① 当某个结点缓冲区的容量太小时，到达该结点的分组无空间暂存而不得不被丢弃；② 处理机处理的速率太慢，可能引起网络的拥塞。总之：若对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏，这种情况称为（拥塞）即: ∑对资源的需求＞可用资源资源包括网络中的链路容量，交换结点中的缓冲区和处理机等。

拥塞分析： 问题 1 ：某结点缓冲区小，到达该结点的分组因无空间而被丢弃 解决：将缓冲区扩大，使所有分组可以暂存 但：链路容量和 CPU 速度未变分组在很长时间内排队未发 因超时分组重发 拥塞加剧问题 2 ：发送端在未收到确认前，保留分组副本。接收端产生的拥塞导致发送端缓冲区的拥塞。

交换结点

A

A’

B B’

C=1

C=1

C=1

C=10

λA

λB

初始：链路容量： C

平均速率： λA ＝ λB ＝ 0.8

整个网络吞吐量： 1.6

当主机 A 和 B 到交换结点的两条链路都饱和时（ λA ＝ 1 λB ＝ 10 ），结点缓冲区有限，导致主机 A 或 B 到交换结点的分组被丢弃。 主机 B 到交换结点的分组到达率是主机 A 到交换结点的分组到达率的 10倍，因此主机 B 和 A，其占有输入缓冲区的机会为 10:1 。 最终从交换结点输出到主机 B’的数据率不超过 1，按上述 10:1关系，最终从交换结点输出到主机 A’的数据率不超过 0.1 。 整个网络吞吐量： 1.1

拥塞控制和流量控制区别：拥塞控制：全局性流量控制：局部的，给定的发送端和接收端之间的点对点通信量

轻度拥塞 拥塞

① 理想的流量控制②实际测量控制③无流量控制 死锁

输入负载0

2. 拥塞与流量控制的关系

①具有理想拥塞控制的网络，在吞吐量饱和之前，网络吞吐量应等于网络负载，故吞吐量曲线是 45°的斜线。 但当网络负载超过某一限度时，由于网络资源受限，吞吐量不再增长，即吞吐量达到饱和。虽然如此，在这种理想的拥塞控制作用下，网络的吞吐量仍能维持在量大值。 ②实际网络的情况： a.网络负载的增大 网络吞吐量逐渐减小。 b.网络进入了轻度拥塞的状态，这时的吞吐量明显地小于理想的吞吐量。 c.网络拥塞状态，当网络负载达到某一数值时，吞吐量随负载的增大而下降，直到死锁（ deadlock ）。

拥塞控制的关键： 1 ）关键：合理、动态分配资源 2 ）应具备的功能： a) 防止网络因过载而导致吞吐率下降和时延增加 b)防止死锁

3.“死锁”的现象死锁：当网络负载达到某一数值时，网络的吞吐量就下降到零，网络无法工作，这就是所谓死锁。1）直接死锁：由互相占用对方需要的资源而造成的死锁2 ）重装死锁：由于路由器的缓冲区的拥塞而引起的。

假设有三个报文 A、 B、 C 经过三个路由器P、 Q、 R 送往主机 H，每个报文由 3 个分组组成：

A3B4C2C3

B1C1B2B3A1A2 A4

H

路由器 P 路由器 Q路由器 R

① 每个路由器的缓冲能容纳 4个分组；② 路由 R 为报文 A 预留了 4个分组的缓冲区；③ 由于 A3还暂留在路由 P 中，无法转发到 Q，因为 Q 缓冲区已满；④ 路由器 Q 也无法送往 R，这样，从 P→Q → R的链路的任何一个分组都不能转发，形成了由于缓冲区的拥塞而引起的重装死锁。

二、拥塞控制的一般原理 开环控制:在设计网络中事先将有关发生拥塞的因素考虑周到，力求工作时不产生拥塞。 缺点:一旦整个系统运行起来，就不再中途进行改正。 闭环控制:基于反馈环路原理，有几种措施： ① 监测网络系统以便检测到拥塞在何时、何处发生；② 将拥塞发生的信息传送到可采取行动的地方；③ 调整网络系统的运行以解决出现的问题。

通信量控制策略：通信量控制策略：问题： 拥塞发生的主要原因在于通信量常常是突发性的。如果主机能以一个恒定的速率发送分组，拥塞将会少得多。对于子网而言，子网强迫分组以某种预定的速率的传送。1 、漏桶算法（ leaky bucket algorithm）

思路 : 用户通过一个流规范（ flow specification ）说明自已的通信量模式，并经过协商过程来与通信子网和接收者达成一致。通过调整分组传输的速率，从而减少可能发生的拥塞。

漏桶算法：漏桶算法：主机

漏桶接口

网络

说明：①有一小孔的桶，不管水注入桶的速率如何，水从桶中往外漏的速率是恒定的，一旦桶空，外漏的速率为 0。②在桶满之后，再注入桶中的水都会从桶边溢出。③该漏桶空实际上是一个有限的内部队列。 当队列满之后，如果有新的分组要进入队列，该分组就被丢弃。

2 、令牌桶算法（ token bucket ）

思路：①每隔 T 秒生成一个令牌，且漏桶可以保留这些令牌。②如果要发送分组，必须首先抓住一个令牌，在发送分组后令牌被销毁。③有三个令牌，发送了三个分组。

主机令牌桶

网络令牌

分组

6.56.5 节 节 X.25X.25 建议书建议书 X.25建议书是 CCITT在1976年制定的一个著名标准。广泛应用于：数据分组交换网.适用于：低中速线路（ 9600bps ， 64Kbps，或TI1.44Mbps线路）。

X.25分组交换网现已成为 WAN， MAN，或 LAN互连常用的通信子网。一、 X.25与 OSI/RM的对应点 X.25并不是严格定义下的网络层协议，是一组协议集合，包括含物理层、 Data link 和 Network ，所定义的功能被划分到下面三级中。

application

NetworkData link

物理层

…

1

2

3

7

分组层LAPB

X.21 和其它 x.25第三级第二级第一级

：分组 ：帧

传输单位：比特

DTE DCE

DCE

DCE

DTE

DTE

x.25接口

x.25接口

vc1

vc2x.25公用分组交换网

x.25接口

物理层定义了 DTE 和 DCE之间的电气接口定义了建立物理的信息传输通路的过程可以看成一条输送信息的管道，不执行控制功能控制功能主要由链路层和分组层来完成接口规程 X.21 、 X.21bis （与 V.24 或 RS-232接口标准兼容） V 系列建议（ RS-232-C 、 V.35 ）

数据链路层对实施信息传输的控制规定了在 DTE 和 DCE之间的线路上交换分组的过程链路层的主要功能如下： 在 DTE 和 DCE之间有效地传输数据确保接收器和发送器之间信息的同步检测和纠正传输中产生的差错识别并向高层协议报告规程性错误 向分组层通知链路层的状态

链路层帧结构采用了 HDLC 的帧 (Frame) 结构HDLC 是 ISO 开发的一种面向比特的同步通信规程LAP( 链路访问规程）LAPB(平衡型链路访问规程）LAPD(ISDN 的 D 信道链路访问规程）

分组层功能在 X.25接口为每个用户呼叫提供一个逻辑信道通过逻辑信道号 (LCN) 来区分同每个用户呼叫有关的分组。为每个用户的呼叫连接提供有效的分组传输，包括顺序编号，分组的确认和流量控制提供交换虚电路 (SVC) 和永久虚电路 (PVC) 的连接提供建立和清除交换虚电路连接的方法检测和恢复分组层的差错

x.25 分组层：规定由本地 DTE 发给 PDN （公共数据网）的分组格式，共 17 种， 6 大类。1 ）呼叫建立分组：用于建立 DTE 间虚电路2 ）数据和中断分组：传输信息3 ）流控制和复位分组：为虚电路提供控制机制4 ）重启动分组：出错后重新初始化 DTE-DCE接口5 ）诊断分组：显示出错情况6 ）登记分组：请求或获得用户特定参数

一个 x.25 分组基本格式 分组头数据域

x.25 分组分类 数据 控制：作用：虚电路的建立，数据传送时流量控制、中断、数据传送完毕后的虚电路释放。

GFI ：定义通用功能，如顺序编号是按模 8/模 128 工作等。LCGN 和 LCN ：逻辑信道标识符。共 12bit ，可提供 4096 条逻辑子通道。

分组头　８　　７　　６　　５　　４　　３　　２　　１GFI LCGN

LCN

TYPE

呼叫请求 /入呼叫分组0 0 0 1 　 0 0 0 0

0 0 0 1 0 0 0 0

0 0 0 0 1 0 1 1

主叫地址长度 被叫地址长度被叫地址主叫地址

可选业务功能长度可选业务功能数据

数据

DTE1 DTE2本地 DCE 远程 DCE

X.25 X.25网络规程

呼叫请求 LCN/200

入呼叫 LCN/10建立

呼叫接受 LCN/10

呼叫接通 LCN/200

当数据传送完后，主叫和被叫中任意一方都可以发起拆除虚电路请求。

二、 x.25 的虚电路服务过程：

DTC1

DCE

DCE

DCE

DTC2

DTC3

VC1

VC2

1.DTC1可以同时与 DTC2、 DTC3建立二条虚电路VC1， VC2， VC(Virtual Call)虚电路： 很像电话通信，先拨号建立电路，然后再通话，完毕后挂机，仍采用的分组一转发的方法，断续地占用一段一段的物理电路。（电路自始至终占用一条电路）2.过程： 第一阶段：呼叫建立 第二阶段：数据传送 第三阶段；呼叫断开

分组层数链层物理层

分组层数链层物理层x.21接口

LAPB接口（ HDLC)

分组可建立多个逻辑信道（ 0~4095 个）

x.21是基于数字信道，但目前大多数用户是电话线（模拟）物理层：还是 RS-232标准。

三、 x.25接口的层次关系（虚电路）

x.25相关协议： 使用 x.25规程与分组交换网接口的 DTE必须有相应的硬件和软件支持 x.25规程，具有这种能力的终端称为 x.25终端或分组终端 对于非 x.25终端，不能直接与 x.25网络相连，必须有PDA(packet assembly disassembly)(分组装拆器）的设备，在它们之间，起一个规程转换的作用。 CCITT为 PDA制定了一组标准： x.3 x.28 x.29

服务 / 网络功能X.3 公共数据网的分组组合 / 分组分解设备网络与用户接口X.28 访问国内相同公共数据网上 PAD 的起停式数据终端装置的 DTE/DCE 接口X.29 PAD 功能，分组方式终端或其他 PAD 间的控制信息与用户数据的交换规程

X.3/X.28/X.29/X.25 关系分组终端

X.25 网　 PAD

异步终端

X.25

X.29X.28

X.25

PSTN

X.3

四、 x.25与字符终端的连接

PAD X.25网络

分组装拆器

x.25

终端字符流

分组流

x.25接口

主机

6.6 帧中继 FR （ Frame Relay ）

一、什么叫“帧中继”？ 帧中继是一种快速分组交换技术，它以面向协议数据的通讯规程为基础，依靠智能化的用户终端和高稳定性的传输 线路，在用户和网络接口之间提供用户信息的双向透明传输，并提供对多种网络协议的支持。由于帧中继取消了许多网络协议的处理过程，从而减少了由此而来的传输延迟，更有效的利用了宽带，大大提高了传输速率。

二、帧中继所提供的服务 永久虚电路：是指在帧中终端用户之间建立固定的虚电路连接，并在其上提供数据传输业务。 交换虚电路：是指在两个帧中继终端用户之间通过虚呼叫建立需电路连接，网络在建好的虚电路上提供数据信息的传送服务。终端用户可通过呼叫清除操作终止虚电路。三、帧中继业务的适用范围 数据传输，图象传输，语音传输 INTERNET接入 银行，证券，期货，保险 信息数据库查询系统 电脑连网通信 虚拟专用网建设

采用 FR技术所生产的设备称为帧中继设备。 目前有：交换机，网桥器，路由器，帧中继接入设备。发展情况： x.25 76年 ISDN 84年 帧中继 90年 ATM 91年应用：光纤介质，高质量同轴电缆帧传输： 前提：假设帧传输基本不会出错 方法：一旦知道帧的目的地址，立即开始转发该帧的某些部分，又称“快速分组交换”。帧出错处理： 当检测到有误码的结点要立即终止这次传输

帧中继存储转发方式：源站 源站中间结点中间结点 中间结点 中间结点 目的站目的站

一般分组交换网存储转发 帧中继存储转发

四、帧中继与分组交换的比较 分组交换 帧中继1.差错控制 完全的 有限的2.分组的重发处理 有 无3.中间结点的 需要 不需要（最后由目的 每帧确认 站一次确认）4.流量控制 没有 无

帧中继与 x.25的异同：相同点： 1 ）二者均在虚拟电路 (在帧中继上，称为虚拟连接 )上使用包交换技术 2 ）虚拟连接可以有交换型 ( S V C )和永久型 ( P V C )两种。不同点： 1 ）帧中继没有像 X.2 5那样使用 PA D来转换包，而是使用帧中继拆装器 ( F R A D )来进行。 2 ） F R A D通常就是路由器、交换机或底盘集线器中的一个模块。

三、帧中继的体系结构（ 1 ）说明： ①FR提供数据链路层和物理层规格参数 ②任何较高层协议都独立于帧中继规律（ 2 ） FR的体系结构包括二个操作平台： C 平台（控制）： 用于建立和释放逻辑连接（在用户与网络之间操作） U 平台（用户 User）： ① 用于传送用户数据； ② 提供端到端的功能；（ 3）采用 CCITT在 1991年的建议书 Q.922

1 ）用户要通过帧中继用户接入电路才能连接到帧中继网络。常用的用户接入电路的速率是 64kb/s和 2.048Mb/s( 或 Tl速率 1.544Mb/s)2)帧中继用户接入电路又称为用户网络接口 UNI 。 UNI有两个端口。在用户的一侧叫做用户接入端口，在帧中继网络一侧的叫做网络接入端口。3）用户接入端口即在用户屋内设备 CPE中的一个物理端口。4）一个 UNI中可以有一条或多条虚电路 (永久的或交换的 )。5）每一条虚电路都是双向的，并且每一个方向都有一个指派的许诺的信息速率 CIR 。

6）为了区分开不同的永久虚电路 PVC，每一条 PVC的两个端点都各有一个数据链路连接标识符 DLCI 。

许诺的信息速率 CIRCIR就是对一个特定的帧中继连接网络同意支持的信息传送速率。只要数据传输速率超过了CIR，在网络出现塞时就会遭受到帧的丢弃。

Q.933或

Q.931

用户可选的终端功能Q.921

I.430 或 I.431

帧定界，对齐，帧复用 /分用，帧检查，差错控制等

I.430,I.431分别是：ISDN基本用户接口（ 430）ISDN基群速率接口（ 431 ）

C U

用户侧

Network

Data link

物理层网络侧

1

2

二、帧中继标准：FR 的标准主要由： ITU （国际电信联盟） ANSI （美国国家标准委员会）

LAPD核心 (Q.922)

标准分解为① I 分别建议书

（ I.122， I.233， I.372， I.555， I.430/431， I.441等）提供了有关帧中继的服务协议和操作的框架。

② Q 分别建议书（ Q.921， Q.922， Q.933）定义了更加详细的操作和实现等问题。

帧中继呼叫控制： 帧中继的用户在进行呼叫时不是直接和被叫用户直接连接，而要与帧处理模块先建立一条接入连接。而一旦接入连接存在了，就可在此基础上再建立帧中继连接。 分两种情况：交换接入 综合接入

交换接入：

这是指用户所连接的交换网络，如 ISDN，其本地的交换机并没有处理帧中继的能力。在这种情况下，交换接入必须使用户能够连接到在网络中某处的帧处理模块。这可以是一种按需的连接 (在呼叫时建立 )。

综合接入：

这是指用户所连接的网络是一个帧中继网络，或者是一个交换网络，其本地交换机具有处理帧中继的功能。在这种情况下，用户可以与帧处理模块直接 建立逻辑连接。

帧格式 帧中继的帧格式和 X.25相似，但是没有帧级别的控制域，其帧由以下部分构成 (见图 ) ：

• 标志：指示帧的开始。 • 地址：长度可变， 2 - 4个字节。 • 数据：包含用户在帧中继上传输的数据。 • FCS：用于基本的差错检验。 • 标志：指示帧的结束。 地址域包含的是数据链路连接标识符 ( D L C I )，用于标识传输该帧所用的虚拟连接。在帧中继中， D L C I域的功能和 L C I域在 X.25 LAPB头中的作用相同。

标志 地址 信息 FCS 标志（或扩展到 3.4字节）

1 12 2可变长（ 1024~4096 ）

地址字段又由以下几部分组成： ●数据链路连接标识符 DLCI DLCI字段的长度取决于整个地址字段的长度。 DLCI占 10bit(采用默认值的 2字节地址字段 ) ，占 16bit( 采用 3字节地址字段 ) ，占 24bit(采用 4 字节地址字段 ) 。 DLCI的值用于标识永久虚电路 (PVC)、呼叫控制或管理信息。 ●命令／响应 C ／ R 与高层的应用有关，帧中继本身并不使用。 ●前向显式拥塞通知 FECN 若某结点将 FECN置为 1 表明与该帧在同方向传输的帧可能受网络拥塞的影响而产生时延。 ●反向显式拥塞通知 BECN 若某结点将 BECN置为 1 即指示接受者，与该帧在相反方向传输的帖可能受网络拥塞的影响而产生时延。 ●丢弃指示 DE 当 DE比特置为 1 时，表明在网络发生拥塞时，为了维持网络的服务水平，该帧与 DE为 0的帧相比应先丢弃。由于采用了DE比特，用户就可以比通常允许的情况多发送一些帧，并将这些帧的 DE比特置 1 。 DE为 1 的帧表明它属于不太重要的帧，在必要时可以丢弃。

●扩展地址 EA 地址字段可扩充到 3或 4字节。当 EA为 0时即表示下一个字节还是地址字段，当 EA为 1 时就表示地址字段到此为止。● D ／ C 比特 即 DLCI或核心 (Core)控制指示。当地址字段长度为3或 4字节时， D ／ C 比特指出地址字段中最后一个字节的比特 8-3 是低位 DLCI还是 DL核心控制。

帧中继方式的控制信令交换过程举例

6.5 帧中继的拥塞控制 1. 解决帧中断拥塞控制的目标与方法 帧中断使用的拥塞控制方法有以下三种： （ 1）丢弃策略。当拥塞足够严重时，网络就要被迫将帧丢弃。 （ 2）拥塞避免。在刚一出现轻微的拥塞迹象时可采取拥塞避免的方法。 （ 3）拥塞恢复。在已经出现拥塞时，拥塞恢复过程可以阻止网络的彻底崩溃。

若数据率小于 CIR，在一般情况下传输是有保证的； 若数据率大于 CIR但小于所设定的最高速率，则在可能的情况下进行传送； 若数据率大于所设定的最高速率，则立即丢弃。

许诺的突发量 Bc（ committed burst size） 这是在正常情况下，在测量时间间隔 T 内，网络允许传送的数据最大限量。 许诺的突发量 Bc等于时间间隔 T 乘以许诺的信息速率 CIR。即

Bc=T×CIR附加突发量 Be （ excess burst size ） 这是在正常情况下，在测量时间间隔 T 内，在许诺的突发量 Be的基础上，网络试图再额外传送的数据的最大限量。

时间

丢弃区DE=1区DE=0区

传输的比特数

Bc+Be

Bc

0 第 1帧第 2帧第 3帧 TDE=0DE=0 DE=0

所有帧的 DE比特均为零

拥塞参数比较：发送的 3个帧的总比特数在许诺的突发量 Bc以下，因此 3个帧的丢弃指示 DE都是 0。虽然在第 1帧发送过程中实际的发送速率暂时超过CIR，但帧处理模块是检查在整个时间间隔内总的累计数据量是否超过许诺的突发量 Bc

0时间

丢弃区DE=1区DE=1区

传输的比特数

Bc+Be

Bc

0 第 1帧第 2帧第 3帧 TDE=0DE=0DE=11帧的 DE比特为 1

拥塞参数比较：

第 3帧在发送过程中使累计数据量超过 Bc，因此帧处理模块将此帧的 DE比特置为 1 。

Bc+Be

Bc

0 时间

丢弃区DE=1区DE=1区

传输的比特数

第 1帧第 2帧第 3帧 TDE=0DE=0DE=11帧的 DE比特 1

4 帧丢弃拥塞参数比较：

漏桶有3个重要参数： 参数 C 表示桶内不断变化着的数据量。 参数 Bc是许诺的突发量。当桶内的数据量 C 小于 Bc时，帧处理模块按正常方式转发所收到的帧，并且帧的 DE比特为零。 参数 Be是附加突发量。 Be

Bc C=桶内的数据量，随 数据的流入而增大

每隔时间 T ，桶内数据量 C的减少值是 Min[C,Bc]

漏桶算法

当数据量在 Bc至Bc+Be之间时，就要将帧的 DE比特置为 1 。只要桶内有足够多的数据量，则每隔时间 T，由于数据不断地被转发，桶内的数据量就减少Bc。但由于桶内的数据量不能为负值，因此更准确的说法是：每隔时间 T，桶内的数据量减少的值为 C 和 Bc这两个数值中最小的一个，即数据量减少的值为Min[C， Bc]。

Be

Bc C=桶内的数据量，随 数据的流入而增大

每隔时间 T ，桶内数据量 C 的减少值是 Min[C,Bc]

漏桶算法