計算機網(wǎng)絡(luò)工程教程的附錄b c d e

1、5.3 第 4 版的附錄 B, C, D 和 E。5.3.1 附錄 B隨機接入技術(shù)：ALOHA在 20 世紀 70 年代初期夏威夷大學首次試驗隨機接入。這是為了使地理上分散的用戶通過無線電來使用中算機。由于無線電信道是一個公用信道，一個站的信息可以同時被多個站收到，而每個站又是隨機的，因此這是一個隨機接入系統(tǒng)。夏威夷大學早期研制的系統(tǒng)稱為 ALOHA，是 Additive Link On-line HAwaii system 的縮寫， 而 ALOHA 恰好又是夏威夷方言的“你好”。下面先介紹純 ALOHA。B.1 純 ALOHA1. 工作原理純 ALOHA 就是最原始的 ALOHA。它可以工作

2、在無線信道，也可以工作在總線式網(wǎng)絡(luò)中。為討論其工作原理，我們采用如圖 B-1 所示的模型。這個模型不僅可代表總線式網(wǎng)絡(luò)，而且可以代表無線信道的情況。站 1站 2¼站 (N 1)站 N接口總線信道圖B-1 ALOHA 系統(tǒng)的一般模型圖B-2 表示一個 ALOHA 系統(tǒng)的工作原理。每一個站均自由地數(shù)據(jù)幀。為分析簡單起見，今后幀的長度不是用比特而是用這個幀所需的時間來表示，在圖 B-2 中用 T0代表這段時間。我們還設(shè)所有的站的幀都是定長的。重發(fā)站 116tT0重發(fā)再重發(fā)站 225t重發(fā)站 N 137t站 Nt1234567幀到達tTT00T0T0圖B-2 純ALOHA 系統(tǒng)的工作原理當站

3、 1幀 1 時，其他的站數(shù)據(jù)，所以站 1 的必定。這里不考慮由信道不良而產(chǎn)生的誤碼。但隨后站 2 和站 N -1的幀 2 和幀 3 在時間上重疊了一些。這就是以前提到過的“碰撞”。碰撞的結(jié)果是使碰撞的雙方(有時也可能是多方)所的數(shù)據(jù)都出現(xiàn)差錯，因而都必須進行重傳。但是發(fā)生碰撞的各站不能馬上進行重傳，因為這樣做就必然會繼續(xù)產(chǎn)生碰撞。ALOHA 系統(tǒng)采用的重傳策略是讓各站等待一段隨機的時間，然后再進行重傳。如再發(fā)生碰撞，則需再等待一段隨機的時間，直到重傳為止。圖中其余的一些幀的情況是幀 4，而幀 5 和幀 6 發(fā)生碰撞。5.3-142. 性能分析下面我們來分析純 ALOHA 的一些主要性能，這就是

4、吞吐量和平均時延的計算。為便于分析，我們在圖 B-2 中用最下面的一個坐標將所有各站的情況在一起，用一個垂直向下的箭頭表示某個幀的開始(可以和上面各站的情況對照來看)。從圖中可看出，一個幀如欲，必須在該幀時刻之前和之后各一段時間 T0 內(nèi)(一共有 2T0 的時間間隔)，沒有其他幀的3時刻之前 T0 的時間內(nèi)，出現(xiàn)幀 2 的。否則就必產(chǎn)生碰撞而導致，因此幀 3 和幀 2 的失敗。例如，幀都要失敗。而幀 4的時刻之前和之后的時間 T0 內(nèi)，沒有其他幀的，因此幀 4 的必定。我們可以把每一個幀看成是有一個幀到達 ALOHA 網(wǎng)絡(luò)。這樣，一個幀的條件，就是該幀與該幀前后的兩個幀的到達時間間隔均大于 T

5、0。我們設(shè)幀的到達服從泊松分布。但這并全符合實際情況。這是因為，雖然大量的站同時隨機地數(shù)據(jù)幀時，在每個站的通信量都很小的條件下，整個系統(tǒng)的幀到達可看成是泊松過程，但在出現(xiàn)重傳過程時，這樣的到達過程就不再是泊松過程，而是一個與重傳策略有關(guān)的較為復雜的過程。然而如果重傳時的隨機時延足夠長，那么認為幀的到達(包括重傳幀)是泊松過程仍是合理的。在這樣的假定下，就可以使 ALOHA 系統(tǒng)的分析大為簡化。在有關(guān)ALOHA 系統(tǒng)的文獻中，一般都使用這樣兩個歸一化的參數(shù)。它們是：(1) 吞吐量 S這又稱為吞吐率，它等于在幀的時間 T0 內(nèi)的平均幀數(shù)。出去，幀與幀之顯然，0 £ S £ 1，

6、而 S = 1 是極限情況。在 S = 1 時，幀一個接一個地間沒有空隙。這種情況雖然使信道的利用最為充分，但在眾多用戶隨機幀的情是不可能實現(xiàn)的。但是，可以用 S 接近于 1 的程度來衡量信道的利用率是否充分。當網(wǎng)絡(luò)系統(tǒng)達到穩(wěn)定狀態(tài)時，在時間 T0 內(nèi)到達網(wǎng)絡(luò)的平均幀數(shù)(即輸入負載)應等于吞吐量 S。(2) 網(wǎng)絡(luò)負載(offered load)G從網(wǎng)絡(luò)的角度看，G 等于在T0 內(nèi)總共的平均幀數(shù)。而重傳的幀。顯然，G ³ S，而只有在不發(fā)生碰這里包括的幀和因碰撞未撞時，G 才等于 S。還應注意到，G 可以遠大于 1。例如，G = 10，表示在 T0 時間內(nèi)網(wǎng)絡(luò)共了 10 個幀，這當然會

7、導致很多的碰撞。在穩(wěn)定狀態(tài)下，吞吐量 S 與網(wǎng)絡(luò)負載 G 的關(guān)系為：S = G ×P(B-1)的幀的這里 P是一個幀的概率，它實際上就是的幀在所總數(shù)中所占的比例。從圖 B-2 可看出，若幀 4 要，幀 3 和幀 4 的時間間隔應大于T0，同時幀 4 和幀 5 的時間間隔也要大于 T0。因此，若幀 4 要，必須在幀 4 到達的前后各一個 T0 的時間內(nèi)沒有其他幀的到達。因為假定了幀的到達是泊松過程，因此在2T0 的時間內(nèi)有 k 個到達的概率是：(2G)ke, k = 0,1, 2.-2GP在 2T0 的時間內(nèi)有 k 個到達(B-2)k!在上式中，2G 是在 2T0 的時間內(nèi)的平均到達幀

8、數(shù)。于是S = G ×P = G ×P在 2T0 的時間內(nèi)有 0 個到達(2G)0= G-2Ge0!5.3-2= Ge-2G這就是 Abramson 于 1970 年首次推導出的 ALOHA 吞吐量公式。當 G = 0.5 時，S = 0.5e-1 » 0.184。這是吞吐量 S 可能達到的極大值。這點從圖 B-3 的吞吐量曲線可以看得很清楚。用求極值的方法也可很容易地得出這一結(jié)論。S(B-3)0.200.100.G00.51.01.52.0圖B-3 純ALOHA 的吞吐量與網(wǎng)絡(luò)負載的關(guān)系曲線(B-3)式是在假設(shè)系統(tǒng)工作在穩(wěn)定狀態(tài)下推導出來的。然而圖 B-3 所示

9、的曲線在 G 值大于 0.5 呈現(xiàn)負的斜率，因而這段區(qū)域是不穩(wěn)定的。關(guān)于這點可做如下解釋。設(shè)系統(tǒng)工作在 G > 0.5 的某一個點上(G', S')。假定現(xiàn)在由于某種使網(wǎng)絡(luò)負載 G 增大了一些。根據(jù)圖中的曲線，吞吐量應下降。這表明的幀數(shù)減少而發(fā)生碰撞的幀數(shù)則增加。這種情況就引起的重傳，因而使網(wǎng)絡(luò)負載 G 進一步增大。這樣惡性循環(huán)的結(jié)果，使工作點迅速沿曲線下降，直到吞吐量下降到零為止。這時，網(wǎng)絡(luò)負載達到很大的數(shù)值。數(shù)據(jù)幀不斷地、碰撞、重傳，但是并無有用的輸出。整個系統(tǒng)完全不能工作了?？梢?，在純 ALOHA 系統(tǒng)中，網(wǎng)絡(luò)負載 G 一定不能超過 0.5。一個理想隨機接入系統(tǒng)的吞

10、吐量 S 的極限值是 1。但純 ALOHA 的吞吐量的極大值只能達到理想值的 18.4 %。實際上為安全起見，純 ALOHA 的吞吐量 S 不應超過 10% 。為了提高 ALOHA 系統(tǒng)的吞吐量，在純 ALOHA 出現(xiàn)之后又有了多種改進的 ALOHA 系統(tǒng)。雖然如此，在許多情，當需要進行突發(fā)式的交互性的數(shù)據(jù)通信時，采用純 ALOHA這樣的方式可能既簡單又便宜。當年夏威夷大學進行的實驗也正是為這種環(huán)境而設(shè)計的?，F(xiàn)在假定許多異步終端通過多點線路連到主機，線路的數(shù)據(jù)率為 4800 b/s。設(shè)每份報文有60 個字符，而用戶用鍵盤輸入一份報文需 2 分鐘(包括思考時間)。再設(shè)每個字符用 10 bit 進

11、行編碼，則每個終端的平均數(shù)據(jù)率僅 5 b/s。如采用 ALOHA 方式，取 S = 0.1，即僅利用信道容量的 10%，則信道的總數(shù)據(jù)率為 480 b/s。這樣的系統(tǒng)一共可容納 480/5 = 96 個交互式的用戶，還是相當不錯的。下面討論幀的時延。設(shè)發(fā)完一幀后要經(jīng)過 R 倍的 T0 后才能收到確認信息因而才能發(fā)，一幀所需的時間是 T0(1 + R)。但若所送下一幀。這樣，在最好的情的幀發(fā)生碰撞而必須重傳，情況就不一樣了。設(shè)由超時定時器決定重傳需要經(jīng)過的時間也是 R 倍的 T0。但重傳還要經(jīng)過一段隨機的時延。這樣，從決定重傳到重傳完畢所需要的時間是 n 倍的 T0，而 n 是一個從 1 到某一

12、個事先確定的正整數(shù) K 之間的隨機選擇出的一個整數(shù)(每次重傳都要隨機選擇一次)。重傳完畢后，再經(jīng)過時間 RT0 才能收到確認信息。圖 B-4 畫的是重傳一次的情況。可以看出，當重傳一次時，一幀所需的時間(從開始起到可以下一幀時為止)最小是 T1，T1 =T0 + RT0 + T0 + RT0；最大是 T2，T2 =T0 + RT0 + KT0 + RT0。若一個幀平均重傳 NR 次才能，則不難得出一個幀總共所需的平均時間為：5.3-3不穩(wěn)定區(qū)域(G¢, S ¢)184D = T0 1 + R + NR (R + (K + 1)/2)(B-4)重傳(時延最小)再重傳(時延最大

13、)tT0RT0T0RT0T1KT0RT0T2圖B-4 重傳幀的時延時間平均重傳次數(shù)顯然與整數(shù) K 有關(guān)。不難想象，K 越小，重傳時幀的碰撞機會就越大， 因而重傳次數(shù)也會增多。增大 K 值就可以減少再次碰撞的機會。但若使 K 值變得很大，則一幀的平均時延就會很大。理論分析表明，選擇 K = 5 是一個很好的折衷。在這種情，重傳次數(shù) NR 與 K 的關(guān)系不大。此時可得出：G/S = 1 + NR(B-5)再利用(B-3)式的結(jié)果，得出NR = e2G - 1(B-6)式表示，當網(wǎng)絡(luò)負載增大時，幀的重傳次數(shù)將按指數(shù)規(guī)律增長。B.2 時隙 ALOHA (S-ALOHA)為了提高 ALOHA 系統(tǒng)的吞吐

14、量，可以將所有各站在時間上都同步起來(這要付出代價)，并將時間劃分為一段段等長的時隙(slot)，記為 T0，同時規(guī)定，只能在每個時隙開始(B-6)時才能一個幀。這樣的 ALOHA 系統(tǒng)叫做時隙 ALOHA 或 S-ALOHA。圖B-5 為兩個站的時隙 ALOHA 的工作原理示意圖。圖中的一些向上的垂直箭頭代表幀的到達。時隙的長度是使得每個幀正好在一個時隙內(nèi)完畢。從圖 B-5 可看出，每一個幀在到達后，一般都要在緩存中等待一段時間(這時間小于 T0)，然后才能出去。當在一個時隙內(nèi)有兩個或兩個以上的幀到達時，則在下一個時隙將產(chǎn)生碰撞。碰撞后重傳的策略與純 ALOHA 的情況是相似的。重傳站 1t

15、T0幀到達幀到達重傳站 2tT0幀到達幀到達圖B-5 時隙ALOHA 的工作原理現(xiàn)在推導時隙 ALOHA 的吞吐量公式。吞吐量 S 與網(wǎng)絡(luò)負載 G 的定義與純 ALOHA 的相同。參閱圖 B-5。設(shè)一個幀在某個時隙開始之前到達。顯然，此幀能夠沒有其他幀在同一時隙內(nèi)到達。因此，的條件是S = G ×P = G × P在 T0 的時間內(nèi)有 0 個到達(G)0=-GGe0!5.3-4Ge-G=(B-7)此公式為 Roberts 在 1972 推導出來的。當 G = 1 時，S = Smax = e-1 » 0.368。圖 B-6 畫出了(B-7)式表示的曲線。為便于比較

16、，純 ALOHA 的吞吐量且也畫在同一坐標中?？梢钥闯?， 對于時隙 ALOHA，不穩(wěn)定區(qū)域位于 G > 1 的部分。S0.40時隙ALOHAS = Ge-G0.300.20純ALOHA0.10 0.184 S = Ge-2GG00.51.01.52.02.5圖B-6 時隙ALOHA 與純ALOHA 的吞吐量曲線時隙 ALOHA 的一幀的平均時間的計算方法與純 ALOHA 的相似。只是要注意，每個幀到達站的時間是隨機的，到下一個時隙的到來平均要等待時間 T0/2，因此現(xiàn)在要在(B-4)式右端兩個地方加上 0.5，即D /T0 = 1.5 + R + NR R + 0.5 + (K + 1)

17、/2(時隙 ALOHA)(B-8)這里 NR 是幀的平均重傳次數(shù)。當 K 很大時，NR 與 K 基本無關(guān)。這樣可以很容易求出：NR = eG - 1(時隙 ALOHA)(B-9)若 K 不是很大，NR 將與 K 有關(guān)，其關(guān)系的計算相當復雜，此處從略。實際上，只要 K ³ 5， (B-4)式和(B-8)式都還是相當準確的。K 的大小對幀的時延有很大的影響。K 太大會使時延增大。但 K 太小又會使重傳時的碰撞機會增大，這反而會增加重傳次數(shù)。可見存在一個最佳的 K 值。但幀的時延對 K 值的選擇并不靈敏(只要 S 不是太接近于極限值)。一般可取 K = 5。圖B-7 畫的是兩種 ALOHA

18、 的歸一化的幀平均傳輸時延 D/T0 與吞吐量 S 的關(guān)系曲線。這是在忽略時延并令 K = 5 的條件下得出的。從兩條曲線的對比可看出，當吞吐量很小時，純 ALOHA 的性能要稍好一些。但當吞吐量增大時，純 ALOHA 的時延會急劇上升(尤其是當 S 接近于 0.18 時)，而對時隙 ALOHA 卻可以在更高的吞吐量下工作。D/T0純ALOHA54321時隙ALOHAS00.10.20.30.4圖B-7 幀的平均傳輸時延與吞吐量的關(guān)系曲線(無時延，K = 5)最后還要強調(diào)一下，這兩種 ALOHA 的吞吐量公式的推導，都是假定站的數(shù)目很大(理論上應為無窮大)，而每一個站一個幀的概率很小(理論上應

19、趨向于零)，因為只有在這個條件下，各站隨機地幀的總效應才相當于泊松過程。然而在實際上站的數(shù)目總是有5.3-50.368限的。這樣就產(chǎn)生一個問題：對于有限的站數(shù)，如使用前面推導的公式，究竟會帶來多大的誤差。現(xiàn)在以時隙 ALOHA 為例，來研究有限站數(shù)的吞吐量公式。假設(shè)共有 N 個站。各站Si 為站 i 在任一時隙地隨機幀，一個時隙的長度正好可以一個幀。設(shè)(發(fā)和不一一個幀的概率。于是，1 - Si 為站 i 在任一時隙沒有送失敗或根本沒有)的概率。再設(shè) Gi 和 1 - Gi 分別為站 i 在任一時隙個幀的概率。顯然，對所有 i，我們有 Si £ Gi。因為各站幀是的，所以NS j =

20、Gj Õ(1 - Gi )i=1 i¹ j(B-10)現(xiàn)在再設(shè)各站的統(tǒng)計特性都相同，即 Si = S/N 和 Gi = G/N，而 S 和 G 分別為整個系統(tǒng)的吞吐量和網(wǎng)絡(luò)負載，則(B-10)式可化：S = G(1 - G/N)N-1這就是有限站數(shù)的 ALOHA 系統(tǒng)的吞吐量公式。利用公式(B-11)lim(1 + x / n)n = ex ，n®¥(B-11)式在 N ® ¥時變?yōu)镾 = lim G(1 - G / N )N-1 = Ge-G(B-12)N ®¥這正是前面導出的(B-7)式。對(B-12)式的 S

21、 求極值。得出當 G = 1 時，S 達極大值Smax = (1 - 1/N)N - 1表B-1 列出了不同 N 值和相應的 Smax 值。(B-13)表 B-1時隙 ALOHA 的最大吞吐量與站數(shù)的關(guān)系從表中所列數(shù)值可以看出，只要有 20 個站(或些)，就可以利用無窮多站的模型所得出的各種結(jié)論和公式。我們還可看出，只有在 N = 1 時，Smax 才等于 G，這時沒有重傳的幀。隨著站數(shù)的增多，Smax 值迅速下降，最后趨于 1/e。5.3-6N12351020100¥Smax10.50.4440.4100.3870.3770.3700.368習題：B-01試用其他方法導出(B-3)

22、式。例如，從“G = S + 平均重傳次數(shù)”出發(fā)，求出平均重傳次數(shù)為 G(1-e-2G)，然后解出 S 來。(提示：計算至少發(fā)生一次的概率。)B-02 若干個終端用純 ALOHA 隨機接入?yún)f(xié)議與遠端主機通信。信道速率為 2400 b/s。每個終端平均每 2 分鐘一個幀，幀長為 200 bit，問終端數(shù)目最多為多少？若采用時隙ALOHA 協(xié)議，其結(jié)果又如何？若改變以下數(shù)據(jù)，分別重新計算上述問題：(1)(2)(3)幀長變?yōu)?500 bit。終端每 3 分鐘一個幀。線路速率改為 4800 b/s。B-03 在純 ALOHA 協(xié)議中，工作在 G = 0.5 的狀態(tài)，求信道為空閑的概率。B-04 在時隙

23、 ALOHA 協(xié)議中，若幀長為 k 個時隙的時間，而幀可在任一時隙開始時出去。試計算此系統(tǒng)的吞吐量。由此導出 k = 1 和 k時的結(jié)果，并加以解釋。B-05 10000 個終端爭用一條公用的時隙ALOHA 信道。平均每個終端每小時時隙長度為 125 ms。試求網(wǎng)絡(luò)負載 G。B-06 時隙ALOHA 的時隙為 40 ms。大量用戶同時工作，使網(wǎng)絡(luò)每秒平均括重傳的)。幀 18 次。50 個幀(包(1)(2)(3)試計算第一次即的概率。試計算正好每個幀平均要k 次然后才多少次？的概率。B-07若時隙 ALOHA 系統(tǒng)有 10 % 的時隙是空閑的，問網(wǎng)絡(luò)負載 G 和吞吐量 S 各等于多少？現(xiàn)在系統(tǒng)過

24、載否？B-08一時隙 ALOHA 系統(tǒng)有 4 個站，各站在一個時隙內(nèi)的幀率分別為 G1 = 0.1, G2 =0.5, G3 = G4 = 0.2。試計算每一個站的吞吐量和整個系統(tǒng)的吞吐量以及空閑時隙所占的比例。B-09試證明：在采用時隙 ALOHA 協(xié)議時，各站都相同的有限用戶系統(tǒng)的最大吞吐量發(fā)生在 G = 1 時。B-10一站數(shù)很大的時隙 ALOHA 系統(tǒng)在工作時，其空閑時隙占 65 %。試求 S 和 G。5.3-75.3.2附錄C綜合業(yè)務數(shù)字網(wǎng)：ISDNC.1 窄帶綜合業(yè)務數(shù)字網(wǎng) N-ISDN當人們認識到數(shù)字技術(shù)的優(yōu)越性時，就將其用于模擬通信網(wǎng)中的傳輸系統(tǒng)或交換系 統(tǒng)。于是人們就設(shè)想使各

25、種不同業(yè)務的信息，經(jīng)過數(shù)字化后，都在廣域網(wǎng)中傳送和交換。這就是綜合業(yè)務數(shù)字網(wǎng) ISDN (Integrated Services Digital Network)。后來由于又提出了寬帶綜合業(yè)務數(shù)字網(wǎng) B-ISDN，因此 ITU-T（即前 CCITT）在 20 世紀 70 年代中期提出的 ISDN 就稱為窄帶 ISDN，或 N-ISDN。ISDN 的國際標準由 ITU-T 制訂。ISDN 的信令采用共路信令 CCS (Common-Channel Signaling)。我們知道，信令系統(tǒng)是電信網(wǎng)的神經(jīng)中樞，它使各交換機之間傳遞和交換必要的信息，使網(wǎng)絡(luò)能夠正常運行。傳統(tǒng)的公用網(wǎng)的信令是采用隨路信令

26、(又稱為帶內(nèi)信令)，即局間信令和話音信號都在同一個網(wǎng)中的標準 4 kHz 話路中傳送。這種信令功能較差，傳送速率慢，且易受干擾。1976 年美國開始在交換局之間建造一個分組交換網(wǎng)用來傳送共路信令。這個傳送信令的網(wǎng)絡(luò)就叫做共路局間信令網(wǎng)。共路局間信令網(wǎng)在使用程控交換局的基礎(chǔ)上，利用高速鏈路以分組交換方式傳送局間信令。一群話路(如幾百條)可以用分時方式共享一條共路信令的鏈路。由于共路信令在邏輯和物理上均與要用于：呼叫建立、路由選擇和呼叫計費。信號相，故又稱為帶外信令。共路信令主；內(nèi)部數(shù)據(jù)庫；網(wǎng)絡(luò)運行與支持；7 號信令系統(tǒng)(SS7)是最新的共路信令系統(tǒng)。它的總目標是提供一個國際標準化的、具有普遍目的

27、的共路信令系統(tǒng)，使具有程控交換機的數(shù)字通信網(wǎng)運行在最佳狀態(tài)，并能提供一種按序的、無丟失、不重復和可靠的信息傳輸。ISDN 最基本的概念就是在用戶和 ISDN 之間的連線相當于一個數(shù)字比特管道。管道中的雙向比特流可來自數(shù)字機或數(shù)字傳真機等其他終端。這種數(shù)字比特管道用時分復用方式可支持多個通路(channel)。復用的比特流的格式在接口標準中都有明確的規(guī)定。家庭用較小的帶寬即可。而則要用較高的帶寬，甚至多個數(shù)字比特管道。注：對channel 的標準譯名是：“信道”，又稱“通路”MINGCI93。本書選用了后者。ISDN 定義了一些標準化的通路，用一個英文字母表示。其中最常見的是 B 通路（64 k

28、b/s 的數(shù)字 PCM 話音或數(shù)據(jù)通路）和 D 通路（16 或 64 kb/s 用作帶外信令的數(shù)字通路）。在 ITU-T 規(guī)定的標準化組合中，以下兩種是最重要的：(1) 基本速率 2B + D = 144 kb/s，這里 D 通路為 16 kb/s。這種速率是為了給家庭或小提供的服務。這里一個 B 通路用于，而另一個 B 通路用于傳送數(shù)據(jù)。(2) 一次群速率 23B + D (美國和)或 30B + D (歐洲)，這里 D 通路為 64 kb/s。一次群速率可適應的 T1 系統(tǒng)(1.544 Mb/s)或 E1 系統(tǒng)(2.048 Mb/s)。B 通路可支持電路交換的數(shù)字和數(shù)據(jù)等業(yè)務，也可支持分組

29、交換的數(shù)據(jù)。ITU-T 將 ISDN 提供的業(yè)務分為基本業(yè)務和補充業(yè)務?；緲I(yè)務又分為以下兩種：(1) 承載業(yè)務(Bearer Service)(2) 用戶終端業(yè)務(Teleservice)這是網(wǎng)絡(luò)向用戶提供的低層信息傳遞能力。這種業(yè)務不僅使用信息傳遞的低層功能，同時還包含功能。這是終端操作員利用終端實際上所獲得的業(yè)務能力。補充業(yè)務是對基本業(yè)務的改變或增添，通?？膳c多個基本業(yè)務結(jié)合供用戶使用。5.3-8當 ISDN 的思想提出后，有不少人曾設(shè)想今后可能用 N-ISDN 來代替?zhèn)鹘y(tǒng)的網(wǎng)。然而事與愿違，由于技術(shù)發(fā)展得很快，N-ISDN 的制訂出來，其技術(shù)水平就已經(jīng)不夠先進了。ISDN 的 64 k

30、b/s 的B 通路速率就是和 10 Mb/s 的以太網(wǎng)相比也是很不相稱的， 更不用說用來傳送寬帶的圖像信息了。這就使得 N-ISDN 的發(fā)展和當初設(shè)想的不一樣，有些人甚至認為 N-ISDN 已經(jīng)沒有什么前途了。然而近幾年來因特網(wǎng)的用戶急劇增長，使得N-ISDN 又找到了一些市場。這就是用戶可以使用一條 B 通路上網(wǎng)，而用另一條 B 通路打?；蛘哂谜麄€基本速率共 144 kb/s 的數(shù)字鏈路接入到因特網(wǎng)。這就是電信部門宣傳的“一線通”，它的一個很大的好處就是使只擁有一條線的用戶在上網(wǎng)的同時，還能夠接打，并且上網(wǎng)的速率比使用 56 kb/s 調(diào)制解調(diào)器的效果還要略好些。因此，在今后的一段時期，N-

31、ISDN 還有可能會得到某種程度的發(fā)展，但這可能只是一種過渡的網(wǎng)絡(luò)。C.2 寬帶綜合業(yè)務數(shù)字網(wǎng) B-ISDN隨著電子技術(shù)的飛速發(fā)展，特別是光纖技術(shù)、VLSI 技術(shù)、光盤技術(shù)、高速高分辨率工作站的出現(xiàn)，一方面，數(shù)據(jù)傳輸?shù)乃俾室言絹碓娇?，另一方面，各種新的業(yè)務也不斷涌現(xiàn)，使用戶對高速網(wǎng)絡(luò)的需求顯得格外迫切（如傳輸高保真度的音頻信號和就需要 Mb/s 級的傳輸速率，而傳輸高質(zhì)量活動圖像則需 Gb/s 級的傳輸速率）?，F(xiàn)在千兆以太網(wǎng)和 10 千兆以太網(wǎng)已經(jīng)問世，而每秒幾十或上百吉比的傳輸速率也在廣域網(wǎng)上實現(xiàn)了。由于 N-ISDN 很難適應用戶的寬帶需求，因此在 N-ISDN 還遠未廣泛推廣使用時，一種

32、新型的寬帶綜合業(yè)務數(shù)字網(wǎng) B-ISDN (Broadband-ISDN)的思想就提出來了。寬帶綜合業(yè)務數(shù)字網(wǎng) B-ISDN 也是企圖將各種業(yè)務，如話音、數(shù)據(jù)、圖像以及活動圖像都綜合在一個寬帶網(wǎng)絡(luò)中進行傳送和交換，包括了 N-ISDN 所有的業(yè)務功能。B-ISDN的最重要的任務就是要以全新的交換體制來支持所有可能的電信業(yè)務。更具體些，B-ISDN與 N-ISDN 相比，具有以下的一些區(qū)別：(1) N-ISDN 使用的是電路交換。只是在傳送信令的 D 通路使用分組交換。B-ISDN 使用的交換方式是快速分組交換，即異步傳遞方式 ATM。(2) N-ISDN 是以目前正在使用的網(wǎng)為基礎(chǔ)，其用戶環(huán)路采

33、絞線(銅線)。但在絞線）。B-ISDN 中，其用戶環(huán)路和干線都采用光纜（短距離的通信也可使(3) N-ISDN 各通路的比特率是預先設(shè)置的。如 B 通路比特率為 64 kb/s。但 B-ISDN 使用虛通路的概念，其比特率只受用戶到網(wǎng)絡(luò)接口的物理比特率的限制。(4) N-ISDN 無法傳送高速圖像，但 B-ISDN 可以傳送服務質(zhì)量有保證的高速圖像。雖然B-ISDN 的想法看來也不錯，但由于使用 IP 技術(shù)的因特網(wǎng)的飛速發(fā)展，以及由于ATM 設(shè)備的過于昂貴，因此 B-ISDN 的發(fā)展遠遠不如當初設(shè)想的那樣快。到現(xiàn)在，人們關(guān)心的是：傳統(tǒng)電信網(wǎng)將如何演進到以 IP 為的下一代網(wǎng)絡(luò)，而 B-ISDN

34、 也已成為了歷史名詞。5.3-95.3.3附錄D關(guān)于 ATM 的通信量D.1ATM 通信量的特點ATM 網(wǎng)絡(luò)的設(shè)計目標是在同一個網(wǎng)絡(luò)中支持各種服務，而不同服務的通信量(traffic)特性和對服務質(zhì)量的要求則各不相同。傳統(tǒng)分組交換網(wǎng)或幀中繼網(wǎng)的流量機制無法實現(xiàn) ATM 網(wǎng)絡(luò)的設(shè)計目標。這是因為：和擁塞(1)音頻或(2)在 ATM 網(wǎng)絡(luò)中有許多的通信量并不適于進行流量數(shù)據(jù)的源端點并不能暫停產(chǎn)生信元。由于信元的傳輸時延遠遠小于信元在網(wǎng)絡(luò)中的。例如，當網(wǎng)絡(luò)發(fā)生擁塞時，時延，進行擁塞的反饋就顯得太慢。(3) ATM 網(wǎng)絡(luò)支持的應用所需的傳輸容量的變化范圍很大，從每秒幾千比特到每秒幾百兆比特。簡單的擁塞

35、方法無法適應這樣大的數(shù)據(jù)率變化范圍。(4) ATM 網(wǎng)絡(luò)上的應用可以產(chǎn)生差異很大的通信量模式，從恒定比特率到可變比特率。傳統(tǒng)的擁塞技術(shù)很難處理這樣多種的通信量模式。(5) ATM 網(wǎng)絡(luò)上的不同應用需要不同的網(wǎng)絡(luò)服務。如音頻和的服務，而文件數(shù)據(jù)則需要對丟失敏感的服務。數(shù)據(jù)需要對時延敏感(6) 交換和傳輸?shù)臉O高速率使得 ATM 網(wǎng)絡(luò)在進行擁塞和通信量時變得難于。有時甚至會在流量在 ATM 網(wǎng)絡(luò)中對通信量中產(chǎn)生很大的和無用的波動。有重要影響的是以下的兩個特性：(1) 在物理現(xiàn)考慮ATM 信中存在大量正在傳送的比特622 Mb/s 的速率向網(wǎng)絡(luò)。在此速率下，向網(wǎng)絡(luò)一個信元所需的時間是( 53 

36、0; 8 )/( 622 ´ 106 ) » 0.68 ´ 10-6 s。假定一條連接長度為 2000 km，其時延為 10 ms（這里忽略 ATM 交換機帶來的時延），因而往返時延為 20 ms?，F(xiàn)假定連接的一個端點 A 向另一個端點 B 傳送一個大的文件。A 至少要經(jīng)過往返時延20 ms 才能收到 B 發(fā)現(xiàn)網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)擁塞的報告。但在 20 ms 內(nèi)，A 已經(jīng)向網(wǎng)絡(luò)注入了 N 個信元，而N = ( 20 ´ 10-3 )/( 0.68 ´ 10-6) = 29.4 ´ 103也就是說，在 A 能夠?qū)W(wǎng)絡(luò)的擁塞作出響應之前，就已經(jīng)向網(wǎng)絡(luò)

37、注入了近 3 萬個信元，相當于在網(wǎng)絡(luò)的中注入了超過 12 Mb 的數(shù)據(jù)量。這就可以解釋為什么許多傳統(tǒng)的能夠使用的擁塞技術(shù)不能用于 ATM 網(wǎng)絡(luò)。(2) 信元的時延偏差時延偏差也稱為時延抖動（見 10.1 節(jié)）。產(chǎn)生信元時延偏差的主要有兩個。一個是網(wǎng)絡(luò)中的通信量過大，出現(xiàn)了擁塞。另一個時間上有重疊（見圖 D-1）。是在物理層將 ATM 層交下來的信元在假定兩個端點之間建立了兩個連接：連接 1 和連接 2，其數(shù)據(jù)率分別為 X Mb/s 和 YMb/s。這兩個連接上都是每隔一定時間一個數(shù)據(jù)塊。在 AAL 層最后形成的 PDU 都是48 字節(jié)長，但在橫坐標為時間的圖上卻不一樣長，其長度分別是(48 &

38、#180; 8)/X 和(48 ´ 8)/Y，長度的是微秒。AAL 層的 PDU 通過 ATM 層的服務點，交給了 ATM 層。再通過有的信元必須一個接一個地ATM 層的服務串行傳送。點交給物理層。最后到物理層傳送現(xiàn)在可以看出產(chǎn)生信元時延的因素有這樣一些：5.3-10(1) ATM 信元形成后不能立即到物理層，因為物理層已經(jīng)有了一個信元正在傳送；(2) 連接 1 和連接 2 的信元在時間上可能會有一些重疊；(3) 物理層要加上必要的開銷（如 SDH 幀首部中的字段）；(4) ATM 層還要產(chǎn)生少量的 OAM插在用戶的信元流之中。上述諸因素產(chǎn)生的信元時延都是不可預見的，因此信元的端到端

39、時延不是恒定的。 以上ATM 通信量的特點，需要設(shè)計一種新的通信量管理(traffic management)機制。這種通信量管理機制的要點就是當用戶建立連接時都必須與網(wǎng)絡(luò)達成一個合約(contract)： 用戶受合約規(guī)定的通信量特性的約束，而網(wǎng)絡(luò)滿足用戶的服務質(zhì)量要求。在合約中要使用所討論的一些參數(shù)。時間48 字節(jié)，X Mb/s連接1，X Mb/sAAL 層48 字連接2，Y Mb/sATM 層 SAPATM 層OAM F物理層 SAP物理層物理層開銷圖D-1 產(chǎn)生信元時延偏差的D.2ATM 通信量管理中的一些重要參數(shù)描述用戶的通信量特性的主要參數(shù)（對每一條虛連接）有以下四個：(1) 峰值信

40、元速率 PCR (Peak Cell Rate)用戶打算信元的最高速率。例如，發(fā)送端打算每 4 ms 向網(wǎng)絡(luò)注入一個信元，則 PCR 為 250000 信元/秒，雖然信元的實際時間可能只有 2.7 ms。(2) 持速率 SCR (Sustainable Cell Rate)在一段時間內(nèi)（但這段時間應遠大于在峰值信元速率 PCR之間的時間間隔）的平均信元速率。對于恒定比特率的服務，SCR = PCR。但對于其他一些服務種類，SCR 可能遠小于 PCR。PCR 與 SCR 的比值可用來度量數(shù)據(jù)流的突發(fā)性。請注意：持速率 SCR 并不是在任意一段時間內(nèi)的平均信元速率！SCR 不等于在任意一段很長的時

41、間內(nèi)的信元總數(shù)除以總的時間。在突發(fā)性數(shù)據(jù)時，SCR 大于平均信元速率。SCR 是一個 ATM 連接上的平均信元速率的上限值。有了參數(shù) SCR 就使得網(wǎng)絡(luò)可以給許多可變比特率的用戶合理地分配網(wǎng)絡(luò)必給每一個用戶按照其 PCR 分配。，而不(3) 最大突發(fā)長度 MBS (大數(shù)目。當用戶按照 MBS據(jù)率不超過參數(shù) SCR。um Burst Size)在 PCR 速率下可連續(xù)的信元最整塊的數(shù)據(jù)時，數(shù)據(jù)塊之間必須有足夠的間隙使其持續(xù)數(shù)(4) 最小信元速率 MCR (Minimum Cell Rate)是用戶能夠接受的最小信元傳送速率。若網(wǎng)絡(luò)不能保證此 MCR 值，用戶可拒絕此連接。在可用比特率 ABR 中

42、，實際的信元5.3-11HHHHHHHHHHHH5HHHH節(jié)，Y Mb/s速率在 MCR 與 PCR 之間，并且會動態(tài)地變化。MCR 值可以為零。描述接上的通信量的參數(shù)是：容許的信元時延偏差 CDVT (Cell Delay Variation Tolerance)每一個信元在網(wǎng)絡(luò)中經(jīng)受的時延均有差異。當傳送話音或視像信息時，應對信元時延偏差規(guī)定其上限，否則就不能容許。此參數(shù)與 PCR 或 SCR 均無關(guān)。描述 ATM 的服務質(zhì)量 QoS 的主要參數(shù)有以下三個：(1) 信元傳送時延 CTD (Cell Transfer Delay)準確地說，這是從一個信元的最后一個比特離開源 UNI 到該信元

43、的第一個比特到達目的 UNI 所經(jīng)歷的時間。實際上，CTD 是一個變量，應當用它的概率密度函數(shù)來表示。圖 D2 說明了這一情況。圖中的的固定時延minCTD 是每一個信元都要經(jīng)歷的時延，它包括經(jīng)過物理的時延、時延，以及 ATM 交換機帶來的處理時延。在固定時延的基礎(chǔ)上還要加上可變時延。這部分時延是由交換機對信緩存和調(diào)度所引起的時延。對每接規(guī)定一個最大信元傳送時延 maxCTD，只要時延超過 maxCTD 的信元由于已經(jīng)失去應用價值就應將其丟棄，或在所占的比例為a。a是一個很小的數(shù)，其量級約為 10-10。某些情延遲交付。這部參數(shù) CDV 標識到達時間的分散程度。對于實時通信，參數(shù) CDV 往往

44、比比 CDT 更為重要。概率密度函數(shù)1 - a信元傳送時延CTDa0丟棄或延遲交付信元時延偏差CDV固定時延minCTD最大信元傳送時延maxCTD圖D-2 信元傳送時延的概率密度函數(shù)(2) 信元時延偏差 CDV (Cell Delay Variation)在接中 maxCTD 與 minCTD之差。CDV 有時也稱為峰時延偏差(peak-to-peak CDV)。不應將CDV 與 CDVT 弄混。參數(shù) CDV 在連接建立時要進行協(xié)商（對于交換虛連接），而參數(shù) CDVT 通常都是在 UNI 設(shè)置的，并且是不能進行協(xié)商的。(3) 信元丟失率CLR (Cell Loss Ratio)數(shù)之比。ATM

45、 的通信量管理機制分為基于連接的通信量管理和基于信元的通信量管理。前者是在接中丟失信元數(shù)與所有傳輸?shù)男旁谶B接建立階段進行的，而后者則是在連接建立后在傳送這所使用的管理機制?；谶B接的通信量管理對于可以通信量特性的應用（比如實時連續(xù)流類型的服CAC (Connection Admission Control)和網(wǎng)務）很有效。此類機制包括兩種：連接絡(luò)管理。CAC 是指對一個新的連接請求，ATM 網(wǎng)絡(luò)根據(jù)當時的情況和新連接的通信量特性，QoS。若是，則網(wǎng)絡(luò)能否在接入新連接之后仍然保證已有連接的 QoS 和這個新連接的接入，否則就拒絕接入。網(wǎng)絡(luò)管理則沿著連接通路用的網(wǎng)。實際上，絡(luò)帶寬和所有交換機的緩

46、存，使得所有接入的應用都能得到所需的網(wǎng)絡(luò)連接CAC 需要得到網(wǎng)絡(luò)管理的報告，才能知道網(wǎng)絡(luò)是否能滿足新的連5.3-12接的需求?；谛旁耐ㄐ帕抗芾戆ㄊ褂脜?shù)(Traffic Shaping)、調(diào)度、緩存管理和反饋UPC (Usage Parameter Control)、通信量整形。UPC 是根據(jù)用戶與網(wǎng)絡(luò)的通信量合約而進行的。UPC 的目的是監(jiān)視用戶是否了這個合約，并對違約信適當?shù)奶幚恚?，可丟棄違約信元，也可將信元首部的 CLP 比特從 0 變到 1，使該信元成為低優(yōu)先級信元。常用的 UPC 算法就是著名的漏桶算法。在 ATM的通信量管理規(guī)范中，該算法被稱為一般信元速率算法 GCRA

47、(Generic Cell Rate Algorithm)，用來定義用戶通信量違約的標準。D.3ATM 服務的五個種類為了便于通信量管理，ATM種類(category)：制將 ATM 的服務按照比特率的特點劃分為以下 5 個(1) 恒定比特率 CBR (Constant Bit Rate)用戶提出所需的數(shù)據(jù)率，而吞吐量、時延和時延偏差均能滿足要求。CBR 還適用于實時的視像傳送系統(tǒng)。(2) 實時可變比特率rt-VBR (real-time Variable Bit Rate)可變比特率VBR (VariableBit Rate)并不是只有一個速率，它定義了一個正常使用的持續(xù)數(shù)據(jù)率和一個在峰值期

48、間偶爾使用的更快的突發(fā)數(shù)據(jù)率。實時可變比特率 rt-VBR 主要用于實時電視會議。這時，屏幕上的畫面時而相對靜止時而變化很快。當采用 MPEG 標準對信號進行壓縮時，傳輸?shù)谋忍芈实淖兓秃艽?。rt-VBR 就是為了這種需要而提出的。這時，信元時延的平均值和最大偏差都必須受到嚴格的。(3)時可變比特率 nrt-VBR (non-real-time Variable Bit Rate)和 rt-VBR 相似，但不指明延偏差非上限，同時有少量的信元丟失率。屬于這類的如多電子郵件和存放在上的信息。(4) 不指明比特率 UBR (Unspecified Bit Rate)用來支持“盡最大努力交付”的時應

49、用。用戶隨時可數(shù)據(jù)，但服務質(zhì)量 QoS 不能保證，網(wǎng)絡(luò)對通信量也沒有反饋機制。對于 UBR 也可指明 PCR 或 CDVT，但這都不是必須的。是否要用 UBR 對通信量進行調(diào)整，這要由網(wǎng)絡(luò)來決定。網(wǎng)絡(luò)在發(fā)生擁塞時可將 UBR 信元丟棄。(5) 可用比特率 ABR (Available Bit Rate)這類服務是對 UBR 的改進。在傳送突發(fā)性的數(shù)據(jù)時，ABR 不僅將信元丟失率 CLR 降低到可接受的程度，而且對網(wǎng)絡(luò)的可用也提供了更加有效的利用。我們知道，當使用恒定比特率傳送突發(fā)性數(shù)據(jù)時，若按峰值負荷選擇線路帶寬，則在輕載時線路的容量將會浪費很多。但若按輕載選擇線路帶寬，則在重載時又可能出現(xiàn)擁

50、塞。ABR 的設(shè)計目的是使數(shù)據(jù)業(yè)務（不是實時業(yè)務）能夠充分利用其他高優(yōu)先級業(yè)務（CBR 和 VBR）剩下的可用帶寬，并試圖在所有的 ABR 用戶之間以公平合理的方式動態(tài)地共享網(wǎng)絡(luò)的可用帶寬。因此，ABR 可提高網(wǎng)絡(luò)的利用率而影響 CBR和 VBR 連接的服務質(zhì)量。當網(wǎng)絡(luò)處于輕載時，ABR 用戶可以按照峰值信元速率 PCR 來發(fā)送數(shù)據(jù)，因而提高了網(wǎng)絡(luò)的效率。ABR 服務根據(jù)網(wǎng)絡(luò)的當前負荷情況，依靠反饋機制調(diào)整源端點的速率。ABR 用戶則按照這種反饋，調(diào)整的速率，因而可獲得較小的信元丟失率 CLR（這點是 ABR 和 UBR 的主要區(qū)別）和較公平地共享網(wǎng)絡(luò)的。當網(wǎng)絡(luò)處于重載時，若 ABR 用戶不能

51、按照反饋機制降低信元的速率，則該 ABR 用戶將到明顯的信元丟失。ABR 用戶指明的通信量參數(shù)是峰值信元速率 PCR、容許的信元時延偏差 CDVT 和最小信元速率 MCR。MCR 是 ABR 服務必須給用戶提供的最小帶寬。若 MCR 為零，則對 ABR 用戶就沒有保證任何的帶寬。但即使是這樣，只要信道中還有剩5.3-13余的帶寬，ABR 的源端點也還是可務種類及其屬性。數(shù)據(jù)的。表 D-1 是 TM 4.0 規(guī)定的 ATM 的五個服表D-1 ATM 的五個服務種類及其屬性（表中的ü表示有這個參數(shù)或?qū)傩裕〤BRrt-VBRnrt-VBRUBRABR通信量參數(shù)：PCR, CVDTSCR,

52、MBS, CDVT MCR服務質(zhì)量QoS 參數(shù)：CLRmaxCTD, 峰峰CDV其他屬性：帶寬保證ü-üü-üü-ü-ü-ü-üüüüü-ü-ü-3/4, 5數(shù)據(jù)傳送文件üü-1üü-2話音ü-ü-3/4, 5數(shù)據(jù)電子郵件選項-üü5數(shù)據(jù)瀏覽網(wǎng)頁適用于實時通信適用于突發(fā)性通信用反饋進行流量常用的AAL 類使用場合舉例話音、視像T1 或E1 電路 實時電視會議 多圖 D

53、-3 說明了 ATM 的幾種不同比特率的區(qū)別。圖的意思很清楚，不需要的解釋。 UBR ABR信道容量CBR時間圖D-3 幾種不同比特率的區(qū)別5.3-14VBR5.3.4附錄E最短路徑算法Dijkstra 算法在路由選擇算法中都要用到求最短路徑算法。最出名的求最短路徑算法有兩個，即Bellman-Ford 算法和 Dijkstra 算法。這兩種算法的思路不同，但得出的結(jié)果是相同的。我們在下面只介紹 Dijkstra 算法，它的已知條件是整個網(wǎng)絡(luò)拓撲和各鏈路的長度。應注意到，若將已知的各鏈路長度改為鏈路時延或費用，這就相當于求任意兩結(jié)點之間具有最小時延或最小費用的路徑。因此，求最短路徑的算法具有普遍的應用價值。下面以圖 E-1 的網(wǎng)絡(luò)為例來討論這種算法，即尋找從源結(jié)點到網(wǎng)絡(luò)中其他各結(jié)點的最短路徑。為方