第六章广域网

第六章广域网6-01试从多方面比较虚电路和数据报这两种服务的优缺点答：答：（1）在传输方式上，虚电路服务在源、目的主机通信之前，应先建立一条虚电路，然后才能进行通信，通信结束应将虚电路拆除。而数据报服务，网络层从运输层接收报文，将其装上报头（源、目的地址等信息）后，作为一个独立的信息单位传送，不需建立和释放连接，目标结点收到数据后也不需发送确认，因而是一种开销较小的通信方式。但发方不能确切地知道对方是否准备好接收，是否正在忙碌，因而数据报服务的可靠性不是很高。（2）关于全网地址：虚电路服务仅在源主机发出呼叫分组中需要填上源和目的主机的全网地址，在数据传输阶段，都只需填上虚电路号。而数据报服务，由于每个数据报都单独传送，因此，在每个数据报中都必须具有源和目的主机的全网地址，以便网络结点根据所带地址向目的主机转发，这对频繁的人—机交互通信每次都附上源、目的主机的全网地址不仅累赘，也降低了信道利用率。（3）关于路由选择：虚电路服务沿途各结点只在呼叫请求分组在网中传输时，进行路径选择，以后便不需要了。可是在数据报服务时，每个数据每经过一个网络结点都要进行一次路由选择。当有一个很长的报文需要传输时，必须先把它分成若干个具有定长的分组，若采用数据报服务，势必增加网络开销。（4）关于分组顺序：对虚电路服务，由于从源主机发出的所有分组都是通过事先建立好的一条虚电路进行传输，所以能保证分组按发送顺序到达目的主机。但是，当把一份长报文分成若干个短的数据报时，由于它们被独立传送，可能各自通过不同的路径到达目的主机，因而数据报服务不能保证这些数据报按序列到达目的主机。（5）可靠性与适应性：虚电路服务在通信之前双方已进行过连接，而且每发完一定数量的分组后，对方也都给予确认，故虚电路服务比数据报服务的可靠性高。但是，当传输途中的某个结点或链路发生故障时，数据报服务可以绕开这些故障地区，而另选其他路径，把数据传至目的地，而虚电路服务则必须重新建立虚电路才能进行通信。因此，数据报服务的适应性比虚电路服务强。（6）关于平衡网络流量：数据报在传输过程中，中继结点可为数据报选择一条流量较小的路由，而避开流量较高的路由，因此数据报服务既平衡网络中的信息流量，又可使数据报得以更迅速地传输。而在虚电路服务中，一旦虚电路建立后，中继结点是不能根据流量情况来改变分组的传送路径的。综上所述，虚电路服务适用于交互作用，不仅及时、传输较为可靠，而且网络开销小。数据报服务适用于传输单个分组构成的、不具交互作用的信息以及对传输要求不高的场合。6-02设有一通信子网。若使用虚电路，则每一分组必须有3字节的分组首部，而每个网络结点必须为虚电路保留8字节的存储空间来识别虚电路。但若使用数据报，则每个分组要有15字节的分组首部，而结点就不需要保留路由表的存储空间。设每段链路每传1兆字节需0.01元，购买结点存储器的费用为每字节0.01元，而存储器的寿命为2年工作时间（每周工作40小时）。假定一条虚电路的每次平均使用时间为1000秒，而在此时间内发送200分组，每个分组平均要经过4段链路。试问：采用哪种方案（虚电路或数据报）更为经济？相差多少？答：4段链路意味着涉及5个路由器。虚电路实现需要在1000秒内固定分配5×8=40字节的存储器。数据报实现需要比虚电路实现多传送的头信息的容量等于（15－3）×4×200=9600字节·链路。现在的问题就成了40000字节·秒的存储器对比9600字节·链路的电路容量。如果存储器的使用期是两年，即3600×40×52×2≈1.5×107字节·秒的代价为1÷（1.5×107）=6.7×10-8分，那么40000字节·秒的代价约等于2.7毫分。另一方面，1个字节·链路代价是10-6分，9600个字节·链路的代价为10-6×9600=9.6×10-3分，即9.6毫分。显然，对于这样的参数，虚电路的实现要便宜一些。9.6－2.7=6.9毫分，即在这1000秒的时间内便宜大约6.9毫分。6-03假定通信子网中所有结点的处理机和计算机均正常工作，所有的软件也正确无误。试问一个分组是否可能被投送到错误的目的结点（不管这个概率有多小）？如果一个网络中所有链路的数据链路层协议都能正确工作，试问从源结点到目的结点之间的端到端通信是否一定也是可靠的？答：（1）有可能。大的突发噪声可能破坏分组。使用k位的检验和，差错仍然有2-k的概率被漏检。如果分组的目的地址段或虚电路号码被改变，分组将会被投递到错误的目的地，并可能被接收为正确的分组。换句话说，偶然的突发噪声可能把送往一个目的地的完全合法的分组改变成送往另一个目的地的也是完全合法的分组。（2）端到端的通信不一定可靠。端到端的通信不仅与数据链路层有关，还与网络层有关，尽管链路层协议能正确工作，但不能保证网络层协议正常工作，即通信子网是否可靠。6-04广域网中的计算机为什么采用层次结构方式进行编址？6-05一个理想的算法应具有哪些特点？为什么实际的路由算法总是不如理想的？答：一个理想的路由算法应具特点有：(1)算法必须是正确的和完整的。(2)算法简单易实现。(3)算法应能适应运信量和网络拓扑的变化。(4)算法应具有稳定性。(5)算法应是公平的。(6)算法应是最佳的。实际的路由算法总是不如理想的。因为路由选择是一个非常复杂的问题。路由选择是网络中的所有结点共同协调工作的结果。其次，路由选择的环境往往是在变化的，而这种变化有时无法事先知道。理想的路由算法的各种要求往往互相矛盾。6-08路由选择一般有哪几种主要方法?试比较其优缺点。答：整体而言，路由选择有非自适应路由选择和自适应路由选择两大类。非自适应路由选择的特点是简单和开销较小，但不能及时适应网络状态的变化。自适应路由选择的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。6-09设结点I到结点K的最佳路由已经确定，而结点J是此最佳路由上的一个结点。试证明：沿此最佳路由的J到K的一段路由，也必定是从J到K的最佳路由。这一概念称为最优化原理。6-10什么是自适应路由算法中的距离向量算法？答：节点交换机周期性地通过网络向邻机发送路由信息--距离向量，距离向量的每一项为（目的地，距离）值对。当信息从邻机N到达节点交换机时，节点交换机就检查信息中的每一项，如果邻机到某目的地有比原来更短的路径，就更新自己的路由表。6-11网络拓扑如图6-28所示。各链路上注明的是链路原来的时延，两个方向的时延都一样。现使用距离向量算法。假定在某一个时刻到达结点C的向量如下（为书写方便，此处使用行向量，结点的顺序是A，B，C，D，E，F）：从B:(5,0,8,12,6,2);从D:(16,12,6,0,9,10);从E:(7,6,3,9,0,4）而C测量出到B、D和E的时延分别为6、3和5。试计算结点C新的路由表，和给出C到各结点的下一站路由。答：通过B给的距离向量:(5,0,8,12,6,2)得到(11,6,14,18,12,8)通过D给的距离向量:(16,12,6,0,9,10)得到(19,15,9,3,12,13)通过E给的距离向量:(7,6,3,9,0,4)得到(12,11,8,14,5,9)取到达每一个目的地的最小值（C本身除外），并记录下所走的下一站路径(11,6,0,3,5,8)(B,B,-,D,E,B)6-12一个广域网有50个结点，每个结点和其他3个结点相连。若采用距离向量算法，每秒钟交换路由信息2次，而结点间的时延用8bit编码。试问：为了实现分布式路由算法，每条链路（全双工）需要多少带宽？答：路由表的长度等于8×50＝400bit。该表每秒钟在每条线路上发送2次，因此，400×2＝800b/s，即在每条线路的每个方向上消耗的带宽都是800b/s。6-13一个数据报通信子网允许各结点在必要时将收到的分组丢弃。设结点丢弃一个分组的概率为p。现有一个主机经过两个网络结点与另一个主机以数据报方式通信，因此两个主机之间要经过3段链路。当传送数据报时，只要任何一个结点丢弃分组，则源点主机最终将重传此分组。试问：（a）每一个分组在一次传输过程中平均经过几段链路？（b）每一个分组平均要传送几次？（c）目的主机每收到一个分组，连同该分组在传输时被丢弃的传输，平均需要经过几段链路？答：由源主机发送的每个分组可能行走1个跳段、2个跳段或3个跳段。走1个跳段的概率是p，走2个跳段的概率是p(1-p),走3个跳段的概率是2)1(p，那么，一个分组平均通路长度的期望值是这3个概率的加权和，即等于33)1(3)1(2122ppppppL即每次发送一个分组行走的平均跳段数是332pp。注意，当p=0时，平均长度是3，当p=1时，平均长度是1。当0p1时，可能需要多次发送。一次发送成功（走完整个通路）的概率等于2)1(p，令2)1(p，两次发射成功的概率)1(，三次发射成功的概率等于2)1(，…。因此，一个分组平均发送次数就等于...)1(3)1(22T...])1(3)1(2)1)][(1/([22因为21)1(qqkqkk，所以，22)1(11)]1(1[11pT即一个分组平均做2)1(1p次发送。最后，每个接收到的分组行走的平均跳段数等于22)1()33(pppTLH6-14一个通信子网其内部采用虚电路服务，沿虚电路共有n个结点交换机，在交换机中为每一个方向设有一个缓存，可存放一个分组。在交换机之间采用停止等待协议，并采用以下的措施进行拥塞控制。结点交换机在收到分组后要发回确认，但条件是：（1）接收端已成功的收到了该分组；（2）有空闲的缓存。设发送一个分组需T秒（数据或确认），传输的差错可忽略不计，主机和结点交换机之间的数据传输时延也可忽略不计。试问：分组交付给目的主机的速率最快为多少？答：对时间以T秒为单位分时槽。在时槽1，源路由器发送第1个分组。在时槽2的开始，第2个路由器收到了分组，但不能应答。在时槽3的开始，第3个路由器收到了分组，但也不能应答。这样，此后所有的路由器都不会应答。仅当目的地主机从目的地路由取得分组时才会发送第1个应答。现在确认应答开始往回传播。在源路由器可以发送第2个分组之前，需要两次穿行该子网，需要花费的时间等于2(n-1)T秒。所以，源路由器往目的地投递分组的速率是每2(n-1)T秒1个分组。显然，这种协议的效率是很低的。6-15流量控制在网络工作中具有何意义？流量控制与路由选择有何异同之处？答：流量控制与路由选择的异同之处是：①路由选择是网络中的所有结点共同协调工作的结果。其次，路由选择的环境往往是在变化的，而这种变化有时无法事先知道。而流量控制是收发两端共同协调工作的结果。②好的流量控制可以使更多的通信量流入网络，而好的路由选择可使网络的平均时延较小。③路由选择可保证分组通过一条最佳的路径达到目的。流量控制要考虑网络资源分配的公平性。6-16为什么说，“只要任意增加一些资源就可以解决网络拥塞的问题”是不正确的?答：只任意增加一些资源可能无法解决网络拥塞的问题。例如，将某路由器缓冲区的存储空间扩大，但保持其输出链路速率的不变。这时，虽然该路由器可以接收更多的分组，但由于其输出链路速率的没变，存在于该路由器的许多分组可能因超时，必须重发，从而导致网络的性能可能变得更糟。6-17死锁是怎样形成的？有什么措施可用来防止死锁？解答：当网络负载增大到某一数值时，网络的吞吐量就下降到零，网路已无法工作，这就是死锁。死锁中有一种是直接死锁，即由互相占用了对方需要的资源而造成的死锁。例如两个结点和都有大量的分组要发往对方，但两个结点中的缓冲区在发送之前就已经全部被待发分组占满了。这样，当每个分组到达对方时，由于没有对方存放，只好被丢弃。发送分组的一方因收不到对方发来的确认信息，只能将发送过去的分组依然保存在自己结点的缓冲区中。这两个结点就这样一直互相僵持着，谁也无法成功地发送出一个分组。可以通过合适的拥塞控制，来防止死锁的发生。6-18