運輸層服務原語

.在計算機網(wǎng)絡體系結(jié)構(gòu)中，運輸層處于什么地位？.運輸層的功能是什么？,什么是端到端通信？.運輸層合同包含哪些要素？［學習目標］本章主要要求把握運輸層的功能和模型；把握運輸服務的概念；理解運輸合同的分類;了解運輸合同的設計中要解決的主要問題和解決問題的一般方法；正確理解運輸合同的主要兀素。［學習指南］本章學習的關(guān)鍵在于首先理解運輸層在整個網(wǎng)絡體系結(jié)構(gòu)中所處的地位。運輸層處于網(wǎng)絡體系結(jié)構(gòu)的核心位置，它采用通信子網(wǎng)的功能為上層應用供應肯定QoS的傳輸服務。把握住這一點，就不難理解運輸合同分類、連接管理、故障恢復等概念了。［難重點］.運輸服務模型.運輸合同類.運輸層編址.連接管理.多路復用.故障恢復第一節(jié)運輸層功能與模型運輸層的地位：采用網(wǎng)絡層的服務和運輸實體的功能，向會話層供應服務。運輸層是整個合同層次結(jié)構(gòu)的核心。其任務是為從源端機到目的機供應牢靠的、價格合理的數(shù)據(jù)傳輸,而與當前網(wǎng)絡或使用的網(wǎng)絡無關(guān)。假如沒有傳輸層，整個分層合同的概念也就沒有什么意義了。本章涉及到以下概念：■運輸實體(TE,TransportEntity)TS-Userdata用戶數(shù)據(jù)連接建立階段：勝利建立連接、被叫用戶拒絕建立連接、TS供應者拒絕建立連接;對于通信子網(wǎng)的用戶，也就是對用戶進程來說，我們盼望得到的是端到端的牢靠通信服務。所謂端到端即從進程到進程。有時還可能盼望得到其他的服務，例如多對進程之間的通信復用到一個網(wǎng)絡連接上。在互連網(wǎng)的狀況下，各子網(wǎng)所能供應的服務往往是不一樣的。為了能使通信子網(wǎng)的用戶得到一個統(tǒng)一的通信服務，就有必要設置一個運輸層。運輸層彌補了各個通信子網(wǎng)供應的服務的差異和缺乏，而在各通信子網(wǎng)供應的服務的基礎(chǔ)上，采用本身的運輸合同，增加了服務功能，使得對兩端的網(wǎng)絡用戶來說，各通信子網(wǎng)都變成透亮的，而對各子網(wǎng)的用戶，面對通信的運輸接口就成為通用的。換言之，運輸層向高層用戶屏蔽了下面通信子網(wǎng)的細節(jié)，使高層用戶看不見實現(xiàn)通信功能的物理鏈路是什么，看不見數(shù)據(jù)鏈路采納的是什么規(guī)程，也看不見下面究竟有幾個子網(wǎng)以及這些子網(wǎng)是怎樣互連起來的。運輸層使高層用戶觀察的就是好象在兩個運輸層實體之間有一條端到端的牢靠的通信通路。第四節(jié)運輸合同一、運輸合同的元素傳輸服務是通過建立連接的兩個傳輸實體之間所用的傳輸合同來實現(xiàn)的。在某些方面,傳輸合同類似數(shù)據(jù)鏈路層合同，二者都必需解決過失掌握、分組挨次、流量掌握及其它問題,但二者之間也存在著顯著的差異。這些差異主要是由于兩個合同所運行的環(huán)境不同所造成的，如圖5.6所示。在數(shù)據(jù)鏈路層，兩個路由器通過物理通道直接通信；而在運輸層，這個物理通道由整個子網(wǎng)所取代。這一差異對合同產(chǎn)生了很多重要的影響。首先，在數(shù)據(jù)鏈路層，不必為一個路由器指明它要與哪個路由器通話-每條輸出線對應唯一的一個路由器。在運輸層里，需要顯式地給出目的端地址。其次，在圖5.6(a)中的線路上建立連接的過程很簡潔：另一端總是存在的(只有在它已崩潰的狀況下才不存在)，每一方都沒有太多事情要做。對運輸層而言，初始連接的建立要簡單得多，這點我們以后會看到。數(shù)據(jù)鏈路層和運輸層之間另一個主要的區(qū)分是子網(wǎng)的存儲力量。當路由器發(fā)送了一幀時，該幀可能會到達目的地，也可能會喪失，但它不會徘徊一會兒，隱藏在網(wǎng)絡的某個角落,而在某個不合適的時刻又突然冒出來。假如子網(wǎng)內(nèi)部采納數(shù)據(jù)報和適應性路由選擇策略，那么就極可能將一個分組存儲幾秒鐘，然后再傳送。子網(wǎng)能將分組存儲起來的力量有時可能會產(chǎn)生災難性后果。因此需要使用特殊的合同。數(shù)據(jù)鏈路層和運輸層之間的最終一個區(qū)分是數(shù)量上的差異而非類型上的差異。在兩層中都需要有數(shù)據(jù)緩沖和流量掌握，但在運輸層中消失的大量的、動態(tài)變化的連接要求可能需要使用與在數(shù)據(jù)鏈路層中不同的處理方法。在數(shù)據(jù)鏈路層中，有些合同為每個連接均安排了固定數(shù)目的緩沖區(qū)。在運輸層中，由于需要管理很大數(shù)目的連接，因此，為每個連接安排很多緩沖區(qū)的策略不具有吸引力。在以下的幾小節(jié)中，將考察全部這樣和那樣的問題。二、編址當一個應用程序盼望與一個遠程應用程序建立連接時，它必需指定是與哪個應用程序相連（無連接的傳輸存在同樣的問題：每個報文應發(fā)送給誰）。一般采納的方法是定義進程可以偵聽連接懇求的傳輸?shù)刂?。在因特網(wǎng)中，這些端點是（IP地址，本地端口）對。在ATM（異步傳輸模式）中，那么為AAL-SAP,我們使用中性術(shù)語傳輸服務訪問點TSAP（TransportServiceAccessPoint）來描述。網(wǎng)絡層中類似的端點（即網(wǎng)絡層地址）那么稱為NSAP。IP地址就是NSAP的例子。圖5.7說明白一個面對連接的子網(wǎng)（如ATM）中NSAP,TSAP,網(wǎng)絡連接和傳輸連接之間的關(guān)系。留意，傳輸實體通常支持多個NSAP。在有些網(wǎng)絡中，也可能存在多個NSAP,但對其他網(wǎng)絡，每臺機器只有一個NSAP（如一個IP地址）。在面對連接的網(wǎng)絡層上建立一個傳輸連接，可能采納的連接方案如下：.主機2上的定時器服務進程將自己連到122號TSAP上，等待即將到來的懇求。一個進程如何將自己與TSAP相連是屬于網(wǎng)絡模型以外的問題，它完全依靠于本地的操作系統(tǒng)。例如，可以用USTEN調(diào)用。.主機1上的一個應用進程想找出當天的時間，于是發(fā)出一個CONNECT懇求，將6號TSAP設定為源地址，將122號TSAP設定為目的地址。.主機1上的傳輸實體在其機器上選擇一個網(wǎng)絡地址（假如它不止一個）并在它們之間建立一個網(wǎng)絡連接。對于無連接子網(wǎng)，無須建立該網(wǎng)絡層連接,使用該網(wǎng)絡連接，主機1的傳輸實體便能與主機2的傳輸實體通話了。.主機1上的傳輸實體向主機2上對等端說的第一句話是：“早上好，我想在我的6號TSAP和你的122號TSAP之間建立一個傳輸連接。你認為如何？”.主機2上的傳輸實體便詢問122號TSAP的定時服務器是否情愿接受一個新的連接。假如它同意，傳輸連接便建立勝利。留意，傳輸連接是從TSAP到TSAP的，而網(wǎng)絡連接只是其中的從NSAP到NSAP的局部。主機1上的用戶進程如何知道定時服務器是連接到122號TSAP上的呢？假如我們已經(jīng)解決了這一問題，以上描繪的圖景就很美了。一種可能性是定時服務器常年與122號TSAP相連，并且全部網(wǎng)絡用戶都漸漸了解到這一點。在這種模型中，各種服務都有不變的、可以打印出來的TSAP地址，并且能通告給新加入到網(wǎng)絡中的用戶。圖5.7TSAP,NSAP和連接不變的TSAP地址可能適用于少數(shù)從不轉(zhuǎn)變的關(guān)鍵服務。一般地，用戶進程常常想與其他的用戶進程通話，這些用戶進程只是短時間存在并且預先不知道TSAP地址。而且，假如有很多潛在的服務器進程，而其中的大多數(shù)很少使用，那么，讓每個進程成天處于活動狀態(tài)并成天偵聽不變的TSAP地址是一種鋪張。簡而言之，需要一種更好的方案。被UNIX主機用于因特網(wǎng)上的一種該方案的簡化形式如圖5.8所示，稱為初始連接合同(initialconnectionprotocol)o該方案不再讓每個可能存在的服務器去偵聽一個眾所周知的TSAP地址，而是讓每臺盼望向遠端用戶供應服務的機器運行一個特殊的進程服務器(processserver),它充當載荷較輕的服務器的代理。它同時偵聽一系列端口，等待TCP連接懇求。需耍某種服務的用戶通過執(zhí)行CONNECT懇求開頭，然后設定他們所需服務的TSAP地址(TCP端口)。假如沒有服務器在等待它的到來，它將會連接到進程服務器上，如圖5.8(a)所示。當進程服務器收到傳入的懇求后，便裝入用戶懇求的服務器，并將已經(jīng)建立的與用戶的連接轉(zhuǎn)交給它。于是新的服務器便開頭執(zhí)行用戶懇求的任務，而進程服務器那么又回去偵聽新的用戶連接懇求，如圖5.8(b)所示。盡管初始連接合同對于那些需要隨時創(chuàng)立的服務器來說是特別有效的，但確實存在著很多服務不依靠于進程服務器的狀況。例如，文件服務器需要在特定的硬件(帶有硬盤的機器)上遠行，而不能當有用戶想與其通話時才倉促創(chuàng)立。在這種狀況下常常采納另一種方案。在這種模型中，存在一個稱為名字服務器(nameserver),有時稱作名錄服務器(dictionaryserver)的特殊進程。為了找到與一個給定服務名稱(如定時服務器("time-of-day”))相對應的TSAP地址，用戶要與該名字服務器(它始終在偵聽一個眾所周知的TSAP)建立一個連接。接著，用戶向名字服務器發(fā)送一個報文,指明服務的名稱，而名字服務器那么將相應的TSAP地址返回給用戶。接下來，用戶釋放與名字服務器之間的連接，而與盼望得到的服務之間建立-個新的連接。在這種模型中，當創(chuàng)立一個新的服務時，必需向名字服務器注冊，給出它的服務名稱(一般是ASIONREQUEST)TPDU,并等待對方接受連接(CONNECTIONACCEPTED)的應答就足夠了，但當網(wǎng)絡可能喪失、存儲和消失重復分組時，問題便消失了。設想一個子網(wǎng)特別擁塞以至于根本不能準時返回“確認”，每個分組由于在規(guī)定時限內(nèi)得不到確認而需要重發(fā)二次或三次的情形。假設該子網(wǎng)內(nèi)部使用數(shù)據(jù)報，并且每個分組擁有不同的路由。一些分組可能會由于子網(wǎng)內(nèi)部的線路擁塞.需要很長一段時間才能到達，即它們被存儲到子網(wǎng)中，并在很久以后突然消失。最壞的可能性是發(fā)生下面的狀況。一個用戶與銀行之間建立了一條連接，并發(fā)送報文讓銀行將一筆巨款轉(zhuǎn)至一個不能完全信任的人的賬戶下，然后便釋放連接。不幸的是，此時每個分組均被復制并存放于子網(wǎng)中。當連接已經(jīng)斷開后。全部的復制分組又會從子網(wǎng)中發(fā)出并挨次到達目的瑞，懇求與銀行建立一個新的連接并再次轉(zhuǎn)賬，然后釋放連接。而銀行那么無法區(qū)分這些分組是重復的，便假定這是其次次獨立的轉(zhuǎn)賬業(yè)務。于是將巨款再次轉(zhuǎn)移。本節(jié)剩下的局部將特地爭論延遲的重復分組問題，特殊重點爭論牢靠地建立連接的算法，以防止類似于上述災難性問題的發(fā)生。問題的關(guān)鍵是由于子網(wǎng)中存在著延遲的重復分組。解決這一問題的方法很多，但都不是很令人滿足。一種方法是廢棄使用過的傳輸?shù)刂贰Ｔ谶@種方法中，每次需要一個傳輸?shù)刂窌r,系統(tǒng)便產(chǎn)生一個新的。當釋放一個連接時，傳輸?shù)刂繁惚粡U棄了。這一策略使進程服務器變?yōu)闊o效。另一種可能的解決方法是給每個連接安排一個連接標識符，即一個隨連接建立而遞增的挨次號，該標識符由懇求連接方選擇，并放進包括連接懇求在內(nèi)的每個TPDU中。當每個連接被釋放后，各傳輸實體可以更新一張表，列出全部過時的連接對（對等的傳輸實體，連接標識符）。每當收到一個連接懇求時，便檢查這張表，看該連接是否屬于以前所釋放的連接。不幸的是，這種方案有一些基本的缺陷：它要求每個傳送實體長時間保持肯定量的歷史信息。假如某臺機器由于崩潰而喪失了它存儲的信息，那么它便無法再獲知哪些連接標識符是用過的。因而我們需要實行一種不同的方法。我們必需設計出一種機制來刪除那些仍在網(wǎng)中”徘徊”的過時的分組，不讓它們永久存留在子網(wǎng)中。假如我們能夠確保任何一個分組在子網(wǎng)中的存留時間都不超過某個的時間.那么問題在某種程度上就變得較易處理了。采納下述的技術(shù)之一，可以將分組的生命周期限制在一個的最大值內(nèi)：.受限制的子網(wǎng)設計；.在每個分組內(nèi)設置一個生存時間；,為每個分組加上時間戳。第一種方法包括防止分組進入回路，以及限制延時不超過（當前的）可能最長的路徑時延。其次種方法是在每次轉(zhuǎn)發(fā)分組時使生存時間加1。數(shù)據(jù)鏈路層合同將丟棄那些生存時間值超過某個特定值的分組。第三種方法要求每個分組均包含生成時間，山路由器負責丟棄超過預定時間的舊分組。第三種方法要求路由器的時鐘同步，而同步本身就是一項繁重的任務，除非同步信號來自子網(wǎng)絡外部，如通過收聽定期廣播精確時間的無線電臺。在實際應用中，我們不僅需要保證一個分組已經(jīng)無效，而且要保證對該分組的全部確認均告失效，因此，我們現(xiàn)在引進T的概念，它表示實際最長的生命期的某個不太大的倍數(shù)。該倍數(shù)與所用的合同無關(guān)，只是對延長T有影響。假如在一個分組發(fā)出后等待了時間T,我們便可以確定有關(guān)該分組的一切現(xiàn)在已告失效，該分組及其確認將不會再次突然消失而使問題簡單化。依據(jù)分組限定的生命期，有可能設計出一種建立牢靠連接的平安方法。下面描述的方法源于Tomlinson（1975）,該方法解決了這一問題，但同時也帶來了特殊問題。這一方法后來經(jīng)Sunshine和Dalal（1978）做了進一步的優(yōu)化。該方法以各種形式廣泛用于實踐中。為了解決系統(tǒng)崩潰后機器會喪失全部存儲信息的問題。Tomlinson建議為每臺主機增設一個計時（time-of-day）時鐘。不同主機的時鐘不需同步。假定每個時鐘都采納二進制計數(shù)器形式，在統(tǒng)一的時間間隔內(nèi)累加計數(shù)。而且，計數(shù)器內(nèi)的位數(shù)必需等于或大于序列號內(nèi)的位數(shù)。最終，也是更重要的，是假定時鐘始終在運轉(zhuǎn)，即使主機停機亦如此?；舅枷胧谴_保在同一時刻永久不會消失兩個編號相同的TPDUo當一個連接建立后，時鐘的低k位作為初始序號（也是k位）。這樣便不同于數(shù)據(jù)鏈路層所介紹的合同，每個連接均以不同的序號開頭對其TPDU進行編號，序號空間應很大，以便當序號再次（循環(huán)了一周）消失時，具有相同序號的舊的TPDU早已傳送完畢。時間和初始序號之間的線性關(guān)系如圖5.9所示。一旦建立連接的兩個傳輸實體接受了初始序號，便可以使用任何滑動窗口合同來實現(xiàn)數(shù)據(jù)流量掌握。實際上，初始序號曲線（由粗線表示）并非真正線性的，而是階梯形的，由于時鐘是以離散形式前進的。為簡潔起見，我們忽視這一細節(jié)。當主機崩潰時會消失問題，即當主機再次啟動運行后，其傳輸實體不知道它處在序號空間的什么位置。一種解決方法是要求傳輸實體在主機恢復后空閑等待Ts,以便使全部過時的TPDU失效。然而，在一個簡單的網(wǎng)絡系統(tǒng)中，T值可能很大，所以這種方法不具有吸引力。為了避開在系統(tǒng)崩潰后所要求的Ts空閑等待時間，有必要對序號的使用引入一種新的限制。通過一個例子我們會看到這種限制的必要性。設分組的最長生命期為60S,計時時鐘每秒計數(shù)一次。如圖5.9所示，對于x時刻接通的連接，其初始序號將為X。設想當t=30s時，發(fā)送至5號連接（已經(jīng)接通）的一個一般的數(shù)據(jù)TPDU被給予的序號為80。不妨稱其為TPDUX。在將TPDUX發(fā)送出去后。主機即崩潰并且很快重啟。在t=60s的時亥IJ,它開頭重新接通0至4號連接。在t=70s時，它依據(jù)連接懇求以初始序號70重新接通了5號連接。在接下來的15s內(nèi)，主機發(fā)送出70?80號數(shù)據(jù)TPDLL于是，當t=85s時，一個序號為80的新的TPDU以及連接5被送入子網(wǎng)中。不幸的是，此時TPDUX仍舊存在。假如TPDUX能先于新的TPDU80到達接收方，它便會被接受，但正確的TPDU80卻被作為重復數(shù)據(jù)而拒收。為了避開消失這類問題，我們必需做到在一些序號可用作初始序號之前的時間T內(nèi)禁止使用它們（即給予新的TPDU）。時間和序號的非法組合如圖5.9（a）中的禁止區(qū)域所示。任何連接在發(fā)送任何TPDU之前，傳輸實體都必需讀計時值，并進行檢查，以確保該TPDU的序號和時間組合不在禁止區(qū)域內(nèi)。該合同在兩種不同狀況下可能會陷入逆境。假如一臺主機在一個剛剛接通的連接上發(fā)送的數(shù)據(jù)太多、太快，實際的序號與時間的關(guān)系曲線要比初始序號與時間的關(guān)系曲線更陡些（斜率更大）。這意味著在任何連接上的最大數(shù)據(jù)傳輸速率是每秒鐘傳送一個TPDU；還意味著在系統(tǒng)崩潰恢復后接通一個新的連接之前，傳輸實體必需空閑等待一段時間，以免同一序號被重用。這兩點都要求時鐘的脈沖間隔要短（幾個毫秒）。很不幸，由于發(fā)送數(shù)據(jù)太快而從曲線下方進入禁止區(qū)域并不是陷入逆境的唯一情形。從圖5.9（b）中可以清晰地看到，當任何數(shù)據(jù)傳輸速率低于時鐘速率時，實際所用的序號與時間曲線將最終從左側(cè)進入禁止區(qū)域。實際所用序號曲線的斜率越大，該曲線進入禁區(qū)的時間越晚。正如上面講過的，傳輸實體在發(fā)送兩個TPDU之前必需檢查該TPDU是否將進入禁止區(qū)域，假如是，那么將延遲Ts后再發(fā)送該TPDU,或者重新對序號進行同步?；跁r鐘的方法解決了數(shù)據(jù)TPDU的延遲重發(fā)問題，但要使該方法可行，必需首先建立連接。由于掌握TPDU也可能被延遲，所以在使雙方都接受初始序號這點上可能消失問題。例如，假設連接是由主機1向遠端對等主機2發(fā)送連接懇求TPDU而建立的，該TPDU中包含了主機1建議的初始序號和目的端口號。接收方（主機2）通過回送一個接受連接TPDU來確認該懇求。假如連接懇求TPDU在傳送時喪失而延遲的重復連接懇求突然消失在主機2上，那么連接將會被錯誤地建立。為了解決這一問題，Tomlinson（1975）引入了三次握手（three-wayhandshake）的方法。該建立連接的合同并不要求連接的雙方以相同的序號開頭發(fā)送數(shù)據(jù)，所以它可以在同步方式下使用，而不必非要采納全局計時時鐘的方式。當主機1發(fā)出連接懇求時，連接建立的一般過程：主機1選擇一個序號x并向主機2發(fā)送一包含了該序號的連接懇求TPDU；接著，主機2回應一個接受連接TPDU,確認x并聲明自己所選用的初始序號y；最終，主機1在其發(fā)送的第一個數(shù)據(jù)TPDU中確認主機2所選擇的初始序號。現(xiàn)在來看看當消失延遲的重復掌握TPDU時，三次握手方法是如何工作的。第一個TPDU是來自于一個已經(jīng)釋放的連接的延遲重復的連接懇求，該TPDU在主機1毫不知曉的狀況下到達主機2。主機2通過向主機1發(fā)送一個接受連接TPDU來響應TPDU,而該接受連接TPDU的真正目的是要證明主機I確實試圖建立一個新的連接。當主機1拒絕接受主機2建立連接的意圖時，主機2便意識到自己受到了延時的重復TPDU的哄騙并放棄該連接。這樣，延時的重復數(shù)據(jù)便不會產(chǎn)生不良后果。最糟糕的狀況是當一個延時的CR（連接懇求）和一個對ACC（接受連接）確實認并存于子網(wǎng)中時，見動畫。如上例一樣，主機2收到了一個延時的CR并做了確認應答。在這里，關(guān)鍵是要熟悉到主機2已經(jīng)建議使用y作為從主機2到主機1進行數(shù)據(jù)傳輸?shù)某跏夹蛱枺捎谥鳈C2特別清晰當前沒有序號y或?qū)進行確認的TPDU存在。于是，當其次個延時的TPDU到達主機2時，主機2依據(jù)它確認的是序號z而不是y知道這也是一個過時的重復TPDLL重要的是要熟悉到此處不會消失過時的CR,ACC或其他可能引起合同失敗的TPDU組合的狀況，也不會無故建立無人要求的連接。另一種針對延遲的重復TPDU而能牢靠地建立連接的方案請參見（Waston,1981）。該方案使用了多個定時器來排解意外的大事。2.釋放連接連接的釋放要比建立更簡潔些。盡管如此，仍有很多不引人留意的細節(jié)問題。前面曾提到過，終止連接有兩種方式：非對稱釋放和對稱釋放。非對稱釋放是系統(tǒng)動作方式：當一方掛機后，連接即告中斷。對稱釋放將連接依據(jù)兩個獨立的單向連接來處理，要求每一方分別釋放連接。非對稱釋放很突然，因而可能會導致喪失數(shù)據(jù)。請看動畫中所示的釋放連接（DR）情形。當連接建立后，主機1發(fā)送了一個數(shù)據(jù)TPDU并正確抵達主機2,接著，主機1發(fā)送了另一個數(shù)據(jù)TPDU,這次很不幸，主機2在收到其次個TPDU之前先發(fā)出了DISCONNECT（釋放連接懇求），結(jié)果是連接被釋放，數(shù)據(jù)被喪失。明顯，我們需要采納更為完善的連接釋放合同來防止數(shù)據(jù)喪失。一種方法是采納對稱釋放方式，每個方向獨立釋放本方的連接。這種方式中，即使主機已經(jīng)發(fā)出了釋放連接TPDU,仍舊能夠連續(xù)接收數(shù)據(jù)。對稱釋放方式適用于每個用戶進程有固定數(shù)量的數(shù)據(jù)需要發(fā)送，而且清晰地知道何時發(fā)送完畢的狀況。其他狀況下，打算全部工作是否已經(jīng)完成和連接是否應釋放是沒有把握的。可以預想一種合同，在該合同下，主機1說：“我發(fā)送完了。你呢？”假如主機2響應：”我也發(fā)送完了。再見。“那么，連接變可以被平安釋放。不幸的是，這種合同并非總是有效的。對此有一個聞名的問題，稱為兩軍問題（twoarmyproblem）o設想一支白軍被圍困在一個山谷中，如圖5.10所示。山谷兩側(cè)是藍軍。白軍在人數(shù)上比山谷兩側(cè)的任何一支藍軍都多，但少于兩支藍軍合在-起的人數(shù)。假如單獨一支藍軍對白軍發(fā)動進攻，那么必敗無疑；但假如兩支藍軍同時進攻，便可取勝。假設藍軍1號的指揮官發(fā)出消息、：”我建議在3月29日拂曉發(fā)起攻擊。怎么樣？”現(xiàn)在假設信息送到了，藍軍2號的指揮官同意這一建議，并且他的回信平安送回到藍軍1號處。那么能否發(fā)動進攻呢？很可能不會，由于藍軍2號的指揮官不知道他的回信是否平安到達了。假如未送到，藍軍1號將不會適時發(fā)起攻擊，那么他貿(mào)然進攻就是愚蠢的?，F(xiàn)在我們采納三次握手的方法來改進這一合同。最初提出建議的指揮官必需確認對該建議的應答信息。假如信息沒有喪失，藍軍2號將收到該確認信息，但現(xiàn)在藍軍1號指揮官開頭遲疑起來。由于他究竟不知道他確實認信息是否被平安收到了，假如未被收到，他清晰藍軍2號不會按時發(fā)動進攻。那么我們現(xiàn)在采納四次握手合同會如何呢？結(jié)果仍是于事無補。實際上，可以證明不存在有效解決該問題的合同。假如存在某種合同的話，那么，合同中最終一條信息要么是必需的，要么不是。假如不是，可以刪除它（以及其他任何不必要的信息），直到剩下的合同中每條信息均必不行少。那么假設最終-條信息沒有平安到達目的地會怎樣呢？剛才說過這條信息是必需的，因此，假如它喪失了，進攻方案便不會實施。由于最終發(fā)出信息的指揮官永久無法確定該信息能否平安到達。所以他便不會貿(mào)然行動。同樣，另一支藍軍也明白這個道理，所以也不會發(fā)動進攻。為了看清兩軍問題與釋放連接之間的相關(guān)性，只需用“釋放連接“代替”攻擊”一詞就行了。假如連接的雙方在確信對方也預備釋放連接之前都不預備斷開連接，那么連接將永久也得不到釋放。在實際應用時，人們在解決釋放連接問題時往往預備冒比進攻白軍問題更大的風險，所以問題并非完全沒有盼望解決。動畫說明白采納三次握手方法進行連接釋放的四種狀況。這一合同并非肯定無誤，但它已令人滿足了。正常釋放的情形，此時，一個用戶發(fā)出一個DR（釋放連接懇求）TPDU,而首先要求釋放連接。當該TPDU到達后，接收方也回送個DRTPDU,并同時啟動定時器以防止其DRTPDU喪失。當應答方的DR到達后，最初提出釋放連接的一方又回送一個ACK（確認）TPDU,并斷開連接。最終，當ACKTPDU抵達目的地后，接收方也釋放連接。釋放一個連接意味著傳輸實體從其記載全部接通的連接的表中刪除該連接的有關(guān)信息并設法通知該連接的全部者（傳輸用戶）。該操作有別于傳輸用戶調(diào)用DISCONNECT原語的情形。假如最終的ACK（確認）TPDU喪失，如動畫所示，那么就需要用定時器來補救了。當定時器超過時限后，連接將被“強行“釋放?，F(xiàn)在考察其次個DR（響應的DR）喪失的情形。這時，首先提出釋放連接的用戶將不能收到所期盼的響應，待到定時器超時，再次開頭要求釋放連接。從動畫中可以看到這種狀況下是如何工作的，假設其次次沒有任何TPDU喪失，并且全部TPDU都正確、準時地到達目的地。最終一種狀況。除了假設由于喪失TPDU使全部重發(fā)DR的嘗試均失敗以外，其他狀況與上個動畫完全相同。這樣，經(jīng)過N次嘗試后，發(fā)送方（提出釋放連接的一方）只好放棄努力并斷開連接。同時，接收方（被動釋放連接的一方）由于定時器超時也釋放掉連接。這種合同通常已經(jīng)滿足需要了，但理論上當?shù)谝粋€DR和全部N次重發(fā)均被喪失的狀況下，該合同便會失敗。由于此時發(fā)送方將放棄重發(fā)并釋放連接，而另一方卻對對方的釋放連接企圖一無所知，而處于連接有效狀態(tài)。這種狀況將導致一個半接通的連接?？梢詫嵭幸环N措施來避開這種問題的發(fā)生，即禁止發(fā)送方在做完N次嘗試后放棄連接而讓它始終連續(xù)下去，直到已收到了一個應答。然而，假如另一方采納超時而釋放連接的方法，那么，發(fā)送方將會永久處于發(fā)送DR狀態(tài)，由于它不行能再收到應答信息了（對方已經(jīng)釋放連接了）。假如我們禁止接收方采納超時中斷連接的方法，那么該合同對圖5.22（b）所示的狀況便會束手無策。一種消退半接通連接的方法是，假如在一段時間內(nèi)沒有收到任何TPDU,連接便自動釋放。這樣，假如一方已經(jīng)釋放了連接，那么另一方將檢測不到對方的活動因而也斷開連接。當然，假如引進這一規(guī)章，就需要為每個傳輸實體設置一個定時器，每當收到一個TPDU時都要使定時器停止并重新啟動。假如該定時器超時，就發(fā)送一個偽TPDU,目的只是不讓對方釋放連接。另一方面，假如采納自動釋放連接的規(guī)章，并且在一個處與空閑狀態(tài)的連接上連續(xù)喪失了很多的偽TPDU,那么連接的雙方將會先后釋放連接。對這個問題本書不再作進一步說明白，(暨陽社區(qū)版權(quán)全部)，但現(xiàn)在應清晰，釋放一個連接并非像初看起來那么簡潔。在連接、虛電路及物理鏈路上，多路復用幾組對話的方法在網(wǎng)絡結(jié)構(gòu)的很多層上都有肯定的作用。在傳輸層中對多路復用技術(shù)的需要表現(xiàn)在很多方面。例如，子網(wǎng)內(nèi)部使用虛電路的網(wǎng)絡中，每個接通的連接在連接的整個階段均需占據(jù)路由器中的一些表空間。假如緩沖區(qū)是被安排給每個路由器中的虛電路的，那么登錄到遠端機器上的用戶離開終端去喝咖啡期間，他仍舊在耗費著昂貴的資源。盡管這種分組交換的實現(xiàn)與使用分組交換的主要緣由之一一一用戶只依據(jù)傳輸?shù)臄?shù)據(jù)量而不是依據(jù)連接時間付費相抵觸，但很多通信公司還是選擇了按時間收費的方法，由于它特別類似于他們在過去的幾十年中巳經(jīng)習慣了的電路交換模型。在這種價格結(jié)構(gòu)下，長時間保持虛電路的接通特別不利，于是使不同的傳輸連接復用到同一網(wǎng)絡連接上的技術(shù)便很有吸引力。這種形式的多路復用稱為向上多路復用(upwardmultiplexing),如圖5.11(a)所示。圖中,4個不同的傳輸連接都使用同一網(wǎng)絡連接(例如,ATM虛電路)與遠端主機相連。當連接時間成為通信費用的主要因素時，就由傳輸層依據(jù)傳輸連接的目的地將它們分為不同的組，并將每個分組映射到最小數(shù)目的網(wǎng)絡連接上。假如有太多的傳輸連接被映射到同一個網(wǎng)絡連接上，性能就會變得很差，由于窗口通常是滿的,用戶不得不排隊等待發(fā)送報文。假如映射到一個網(wǎng)絡連接上的傳輸連接過少，那么服務費用會很昂貴。當在ATM上向上多路復用時，盡管ATM特意為了標識連接而為每個虛通路供應了4000多虛電路號碼，但我們還是要用傳送報文頭部的一個字段來標明連接，這真是一個莫大的挖苦。由于另一個與傳輸技術(shù)而非價格因素有關(guān)的緣由，使多路復用在傳輸層中也可能有用。例如，假定某個重要的用戶有時需要高帶寬的連接。假如子網(wǎng)需要用n位序號作為一個滑動窗口的流量掌握，那么當有2n-1分組未得到確認時，用戶就必需停止發(fā)送，等待這些分組到達遠端主機并得到確認。假如物理連接是通過衛(wèi)星相連的，那么用戶便被嚴格限制在每540ms傳送2n-1個分組的速率上。例如，當n=8,并且分組大小為128字節(jié)時，可用帶寬大約是4Mb/s,即使物理通道帶寬比它高出100多倍，也是枉然。一種可能的解決方案是讓傳輸層接通多個網(wǎng)絡連接，以循環(huán)輪轉(zhuǎn)的策略在這些連接上安排傳輸信息，如圖5.11(b)所示。這種方法的操作稱為向下多路復用(downwardmultiplexing)o在k個網(wǎng)絡連接接通的狀況下，有效帶寬將增加k倍。采納4095條虛電路,128字節(jié)長的分組以及8位的序號，理論上可能會到達超過1.6Gb/s的數(shù)據(jù)傳輔速率。當然,這種性能只有當輸出線中支持1.6Gb/s速率的狀況下才有可能實現(xiàn)。這是由于全部4095條虛電路仍舊在一條物理線路上發(fā)送數(shù)據(jù)，至少在圖5.11(b)中是這樣的。假如采納多條輸出線路，那么向下多路復用還可能大幅度地提高性能。五、故障恢復假如主機和路由器易崩潰，那么就存在著從崩潰恢復的問題。假如傳輸實體完全在主機內(nèi)部，那么從網(wǎng)絡和路由器崩潰中恢復是直截了當?shù)摹＜偃缇W(wǎng)絡層供應數(shù)據(jù)報服務，傳輸實體對喪失的TPDU留有副本，就會知道如何解決恢復問題。假如網(wǎng)絡層供應的是面對連接的服務，那么處理虛電路突然中斷的方法是建立一條新的虛電路，接著探查遠端機的傳輸實體，看它已經(jīng)收到了哪些TPDU以及哪些還未收到，后者可以重發(fā)。一個較簡單的問題是如何從主機崩潰中進行恢復。尤其是當服務器崩潰并很快重新啟動后，客戶端盼望能夠連續(xù)進行崩潰前的操作。為了說明其困難程度，我們假設客戶端主機正在使用一個簡潔的停■等合同向遠端的文件服務器主機發(fā)送一個長文件。服務器端的傳輸層只是簡潔地將收到的TPDU依次傳給用戶。在傳送到1/2時，服務器崩潰了。當它重新啟動后，它全部的登記表均被初始化，因此它不能確定其發(fā)生崩潰前的狀況。為了能恢復崩潰前的狀態(tài)，服務器可以以廣播方式向全部其他的主機發(fā)送一個TPDU,說明自己剛才發(fā)生崩潰并要求其客戶主機通知全部接通的連接所處的狀態(tài)。每個客戶主機可能處于兩種狀態(tài)之一：有一個未被確認的TPDU-S1狀態(tài)，或沒有未被確認的TPDU-SO狀態(tài)。依據(jù)這種狀態(tài)信息，客戶主機必需打算是否要重發(fā)最近的TPDU。乍一看好像很明顯：客戶端在得知遠端服務器崩潰而自己有一個未被確認的TPDU時(即處于狀態(tài)S1)才應重發(fā)。然而，再認真考慮一下便會覺察這種簡潔的方法存在的困難。例如，考慮下面這種狀況，遠端服務器的傳輸實體只發(fā)送一個確認，當確認發(fā)生后，又對應用進程執(zhí)行一個寫操作。向輸出流寫一個TPDU和發(fā)送一個確認是兩個不同而又不行分的大事，二者不能同時進行。假如在確認發(fā)出后而在寫操作執(zhí)行前崩潰發(fā)生了，此時客戶端將收到這個確認。當崩潰恢復聲明到達時它處于狀態(tài)SO?？蛻舳藢⒁虼瞬辉僦匕l(fā)，由于它錯以為那個TPDU已經(jīng)到達服務器端?？蛻舳说倪@種打算會導致喪失一個TPDU。在這點上讀者可能會認為：這個問題很簡潔解決。唯一需要做的是重新編寫傳輸實體的(合同)程序，讓其先進行寫操作，然后再發(fā)送確認。再試試看，設想已經(jīng)完成了寫操作但在確認發(fā)出前系統(tǒng)發(fā)生了崩潰。此時客戶端將處于狀態(tài)S1并因此重傳數(shù)據(jù)，從而會導致在服務器應用進程的輸出流上消失一個未經(jīng)檢測的重復的TPDLL無論怎樣對發(fā)送方和接收方的合同進行編程,總是存在合同不能正確地從故障中恢復的狀況。服務器端可以按下述兩種狀況之一進行編程：先發(fā)確認或先進行寫操作。客戶端可以依據(jù)四種方式之一進行編程：總是重發(fā)最終一個TPDU；從不重發(fā)最終的TPDU；只有在狀態(tài)SO時重發(fā)，和只有在狀態(tài)S1時重發(fā)。于是消失了8種組合，但我們會看到，對于每種組合都存在一些大事的集合使合同失敗。服務器端有三種可能的大事：發(fā)送確認(A)；將數(shù)據(jù)寫入到輸出進程(W),和崩潰(C)。這三種大事可能會依據(jù)六種不同的排列挨次消失、即：AC(W),AWC,C(AW),C(WA),WAC和WC(A)O其中括號用來說明A或W不能在C后消失(即一旦發(fā)生了崩潰，全部進程■網(wǎng)絡服務訪問點(NSAP,NetworkServiceAccessPoint)運輸服務訪問點(TSAP,TransportServiceAccessPoint)運輸實體間的運輸連接(TC,TransportConnection)運輸實體間的運輸層合同(TP,TransportProtocol)運輸服務供應者(TS-Provider)運輸服務用戶(TS-User)會話合同數(shù)據(jù)單元(SPDU,SessionProtocolDataUnit)運輸服務數(shù)據(jù)單元(TSDUJransportServiceDataUnit)運輸合同數(shù)據(jù)單元(TPDU,TransportProtocolDataUnit)網(wǎng)絡服務數(shù)據(jù)單元(TSDU,TransportServiceDataUnit)運輸層的基本功能（可以和貨物運輸?shù)臓顩r作類比）運輸層依據(jù)會話層的服務質(zhì)量（QoS,QualityofService）要求，選擇適當?shù)木W(wǎng)絡層服務和運輸層合同，以供應牢靠的、價格合理的、與網(wǎng)絡層無關(guān)的數(shù)據(jù)傳送。QoS相當于在貨物運輸?shù)睦又兴紤]的時間、牢靠性、費用等。選擇網(wǎng)絡服務相當于在貨物運輸?shù)睦又羞x擇運輸方式，比方：空運、鐵路等。運輸層合同相當于郵寄信件時是使用平信，還是掛號信，等等。運輸層處于OSI模型的上3層與下3層之間，供應進程間端到端的、透亮的、牢靠的數(shù)據(jù)傳送。網(wǎng)絡層是供應系統(tǒng)間的數(shù)據(jù)傳送，而運輸層是供應進程間的數(shù)據(jù)傳送。OSI模型中上3層的功能為：信息傳送，了解數(shù)據(jù)含義，進程間通信；下3層的功能為：數(shù)據(jù)傳送，不關(guān)懷數(shù)據(jù)含義，系統(tǒng)間通信。運輸層的功能為：數(shù)據(jù)傳送，不關(guān)懷數(shù)據(jù)含義，進程間通信；可視為低層的一局部。彌補高層（上3層）要求與網(wǎng)絡層（基于下3層）數(shù)據(jù)傳送服務質(zhì)量間的差異（過失率、過失恢復力量、吞吐率、延時、費用等），對高層屏蔽網(wǎng)絡層的服務的差異，供應穩(wěn)定均告停止)圖5.12顯示了客戶端和服務器端的全部8種組合方案以及對于每種組合的合法大事排列挨次。留意，對每種方案都存在引起合同失敗的一系列大事。例如，假如客戶端總是重發(fā)數(shù)據(jù)，盡管AC(w)和c(AW)大事可以正確運行，但AWC大事將會產(chǎn)生一個未經(jīng)檢測的重復TPDU。進一步完善合同也于事無補。即使客戶端和服務器端在服務器預備進行寫操作前已經(jīng)交換了幾個TPDU,以便客戶端能準確知道將要發(fā)生什么，但客戶端還是無法確定崩潰是在寫操作前還是寫操作之后發(fā)生。因此我們得出如下結(jié)論:基于對非同時大事所制訂的基本規(guī)章,無法使主機崩潰和恢復做到對于高層透亮。使用更一般的術(shù)語，這一結(jié)果可以重新表達為：從第N層崩潰中恢復只能由第N+1層來完成，并且只有在第N+1層保存有足夠的狀態(tài)信息的狀況下才能完成。正如上面提到的,假如連接的兩端均保持了當前的狀態(tài)信息、，傳輸層可以從網(wǎng)絡層的錯誤中進行恢復。這一問題使我們不得不弄清晰所謂的端到端確認的真正含義。原那么上，傳輸合同是端到端的，而不像較低層次那樣是鏈接的?，F(xiàn)在考慮用戶為了同遠端數(shù)據(jù)庫進行事務處理而輸入懇求信息的狀況。假設遠程傳輸實體的編程是先將TPDU傳送到其上一層，然后進行確認。即使在該種狀況下，在用戶的機器上收到一個返回確實認信息并非意味著遠端主機運行了足夠的時間，并真正對數(shù)據(jù)庫進行了修改。一個真正的端到端確實認意味著工作已經(jīng)實際完成,未確認那么表示尚未完成，但這種真正的端到端確實認可能無法實現(xiàn)。有關(guān)這方面的狀況,(Salter等，1984)已經(jīng)進行了更為具體的爭論。［章節(jié)小結(jié)］本章主要從原理上表達了運輸層的作用和掌握機制。運輸層在0SI7層合同中處在一個承上啟下的作用，負責對上屏蔽低層網(wǎng)絡的差異，因此運輸層要保證端到端的正確傳輸，它之上的上層合同不再關(guān)懷數(shù)據(jù)是如何傳輸，如何保證不出錯。運輸層為保證端到端的正確傳輸，實行與數(shù)據(jù)鏈路層相像的策略，但運輸層與數(shù)據(jù)鏈路層不同的是，運輸層之下的網(wǎng)絡層其性能在不同的應用場合是不同，因此分組在網(wǎng)絡層上的表達出的傳輸特性是不同的，如時延、喪失率等，因此運輸層的掌握機制就簡單了，如重傳時間的測量、連接建立的三次握手等。所以運輸層依據(jù)網(wǎng)絡層的服務質(zhì)量分為5類，同時向上供應的復用解復用等特性，是依據(jù)上層的服務質(zhì)量要求和網(wǎng)絡層能供應的服務由運輸層來禰補二者之間在時間、經(jīng)濟性、流量等方面的差異。［課后習題］.簡述運輸層在OSI模型中所處的地位。.簡述運輸層的基本功能。.簡述網(wǎng)絡服務分類。劃分的依據(jù)是什么？.OSI模型規(guī)定了哪幾種運輸合同類？各供應怎樣的功能？.簡述運輸服務的特性。.運輸層的連接和數(shù)據(jù)鏈路層的連接有什么區(qū)分？課后習題答案：.解答：在OSI模型中，運輸層位于網(wǎng)絡層和會話層之間，采用網(wǎng)絡層的服務和運輸實體的功能，向會話層供應服務。從通信和信息處理的角度看，運輸層屬于面對通信局部的最高層。但從網(wǎng)絡功能或用戶功能來劃分，那么運輸層又屬于用戶功能中的最低層。運輸層是整個網(wǎng)絡體系結(jié)構(gòu)中關(guān)鍵的一層。在整個層次結(jié)構(gòu)中起到承上啟下的作用，在通信子網(wǎng)中沒有運輸層。運輸層只存在于通信子網(wǎng)以外的端主機中。.解答：運輸層依據(jù)會話層的服務質(zhì)量（QoS,QualityofService）要求，選擇適當?shù)木W(wǎng)絡層服務和運輸層合同，以供應牢靠的、價格合理的、與網(wǎng)絡層無關(guān)的數(shù)據(jù)傳送。運輸層采納多路復用/解復用，分流/合流等方式，彌補高層（上3層）要求與網(wǎng)絡層（基于下3層）數(shù)據(jù)傳送服務質(zhì)量間的差異（過失率、過失恢復力量、吞吐率、延時、費用等），對高層供應穩(wěn)定和全都的界面。運輸層還供應進程間端到端的、透亮的、牢靠的數(shù)據(jù)傳送。.解答：依據(jù)網(wǎng)絡層供應的服務質(zhì)量（由殘留過失率和可報告過失率兩個參數(shù)來評價）的性質(zhì)，網(wǎng)絡服務被劃分為三種類型。A類網(wǎng)絡服務網(wǎng)絡連接具有可接受的殘留過失率和可接受的可報告過失率。網(wǎng)絡服務是一個完善的、抱負的、牢靠的服務。B類網(wǎng)絡服務網(wǎng)絡連接具有可接受的殘留過失率和不行接受的可報告過失率。網(wǎng)絡服務是完善的分組傳遞交換。但有網(wǎng)絡連接釋放或網(wǎng)絡連接重建問題。C類網(wǎng)絡服務網(wǎng)絡連接具有不行接受的殘留過失率和不行接受的可報告過失率。這類網(wǎng)絡服務質(zhì)量最差。.解答：針對網(wǎng)絡服務質(zhì)量的差異，運輸層定義了5個運輸合同類：0類合同0類合同是面對A類網(wǎng)絡服務的。其功能只是建立一個簡潔的端到端的運輸連接和在數(shù)據(jù)傳輸階段具有將長數(shù)據(jù)報文分段傳送的功能。0類合同是最簡潔的合同。1類合同1類合同是面對B類網(wǎng)絡服務的。其功能是在0類合同的基礎(chǔ)上增加了基本過失恢復功能。2類合同2類合同也是面對A類網(wǎng)絡服務的。但2類合同具有復用功能，能進行對運輸連接的復用，合同具有相應的流量掌握功能。2類合同中沒有網(wǎng)絡連接故障恢復功能。3類合同3類合同是面對B類網(wǎng)絡服務的。3類合同的功能既有過失恢復功能，又有復用功能。4類合同4類合同是面對C類網(wǎng)絡服務的。4類合同具有過失檢測、過失恢復、復用等功能。它可以在網(wǎng)絡服務質(zhì)量差時保證高牢靠的數(shù)據(jù)傳輸。4類合同是最簡單的合同。.解答：運輸服務特性：1）供應運輸QoS選擇：吞吐量、延時、殘留過失率等。在滿足用戶要求的前提下，優(yōu)化資源使用，以到達最優(yōu)的性能價格比。2）運輸QoS與網(wǎng)絡QoS獨立：對運輸用戶供應相對穩(wěn)定的服務界面。運輸層可彌補運輸層用戶QoS要求與網(wǎng)絡層供應的QoS間的差異，使運輸服務用戶可不關(guān)懷底層的通信網(wǎng)絡。3）供應端到端數(shù)據(jù)傳送。4）供應透亮的數(shù)據(jù)傳送：對運輸用戶的數(shù)據(jù)內(nèi)容、格式和編碼沒有限制。5）良好的尋址系統(tǒng)：運輸?shù)刂穼ㄒ坏腡SAP,并能映射到相應的網(wǎng)絡層地址機構(gòu)。.解答：運輸層的連接和數(shù)據(jù)鏈路層的連接存在著顯著的差異。這些差異主要是由于兩個合同所運行的環(huán)境不同所造成的。在數(shù)據(jù)鏈路層，兩個網(wǎng)絡設施通過物理通道直接通信；而在傳輸層，這個物理通道由整個子網(wǎng)所取代。這些差異主要表現(xiàn)在：1）在數(shù)據(jù)鏈路層，不必指明與誰建立連接一一每條輸出線對應唯一的一個目的端設施。在傳輸層里，需要顯式地給出建立連接的目的端地址。2）數(shù)據(jù)鏈路層建立連接的過程很簡潔，而傳輸層建立連接的過程要簡單得多，通常要用到屢次握手的方法。3）對數(shù)據(jù)鏈路層而言，物理通道沒有存儲力量；而運輸層連接那么必需處理由子網(wǎng)的存儲力量而帶來的問題。4）在數(shù)據(jù)鏈路層中，通常為每個連接安排固定數(shù)目的緩沖區(qū)；而運輸層的連接是大量的、動態(tài)變化的，因此其緩沖區(qū)管理也是動態(tài)的。和全都的界面。其次節(jié)運輸合同類運輸層合同是依據(jù)網(wǎng)絡層供應的服務質(zhì)量來分類的。經(jīng)過多年的爭論與爭論，ISO于1984年通過了OSI運輸合同的標準。這就是ISO8072和ISO8073。CCITT參加了這一標準的制訂，并通過了相應的X.214和X.224建議書。歐洲計算機廠家協(xié)會ECMA,美國我國標準學會ANSI以及美國我國標準局NBS等也都樂觀參加了運輸層合同標準的制訂。NBS已于1988年底改名為我國標準與技術(shù)爭論院NISTo一、網(wǎng)絡服務網(wǎng)絡服務質(zhì)量參數(shù)，網(wǎng)絡層所供應的服務質(zhì)量是由以下兩個參數(shù)來評價的：殘留過失率?可報告過失率?殘留過失率(ResidualErrorRate)：反映網(wǎng)絡連接質(zhì)量，網(wǎng)絡實體不行檢測；或漏檢過失率。殘留過失是網(wǎng)絡層未改正的差錯且不通知運輸層。(1)全部傳送的網(wǎng)絡服務數(shù)據(jù)單元(NSDU)的分類(4類)：Nk勝利傳送(SuccessfullyTransferred)的NSDU：Ns錯誤(Incorrect)的NSDU：Ne喪失的(Lost)NSDU：Nl重復(Extra)的NSDU：Nx(2)定義：在測量時間內(nèi)，在網(wǎng)絡連接上傳送的全部錯誤的、喪失的和重復的NSDU與所傳送的全部NSDU之比。(3)公式：可報告過失率:指在可檢測的過失中不行恢復的過失所占的比例O(1)殘留過失(ResidualError)：網(wǎng)絡實體不行檢測的過失；反映過失檢測力量；(2)可報告過失(SignalledError)：網(wǎng)絡實體可檢測，但不行恢復的過失；反映過失恢復力量。①檢測到有不行恢復過失的NSDU時，網(wǎng)絡實體并不遞交運輸實體，而是報告運輸實體對它進行恢復；通知運輸層的網(wǎng)絡連接釋放(release)或網(wǎng)絡連接恢復(reset)o②可報告過失率低，表示網(wǎng)絡實體的過失恢復力量強。⑴A類網(wǎng)絡服務：可接受的殘留過失率、可接受的可報告過失率；A型網(wǎng)絡服務是一個完善的、抱負的、牢靠的網(wǎng)絡服務。分組在網(wǎng)絡中傳送時不會喪失也不會失序(失序指分組到達的挨次與發(fā)送的挨次不全都)，這樣，運輸層就不需要故障恢復的服務和重新排序的服務等等，因而運輸層就特別簡潔。(2)B類網(wǎng)絡服務:可接受的殘留過失率、不行接受的可報告過失率；需要運輸實體進行過失恢復。⑶c類網(wǎng)絡服務：不行接受的殘留過失率、不行接受的可報告過失率；C型網(wǎng)絡服務的質(zhì)量最差。對于這類網(wǎng)絡，運輸合同應能檢測出網(wǎng)絡的過失，同時要有過失恢復力量。對失序、重復以及錯誤投遞的數(shù)據(jù)分組，也應能檢測出并進行改正。某些局域網(wǎng)和一些具有移動結(jié)點的城域網(wǎng)以及具有衰落信道的分組無線電網(wǎng)都局于c型網(wǎng)絡。二、運輸合同類為了能夠在各種不同網(wǎng)絡上進行不同類型的數(shù)據(jù)的傳送，ISO定義了5類(class)運輸合同，即第0類至第4類的運輸合同。這5類運輸合同都是面對連接的。也就是說，用戶要進行通信，必需先建立運輸連接。當然，這必定要用到網(wǎng)絡層供應的服務，或者說，要建立網(wǎng)絡連接。同理，在建立網(wǎng)絡連接時，又需要建立各有關(guān)鏈路的連接。當數(shù)據(jù)傳送結(jié)束后，那么必需釋放運輸連接。針對網(wǎng)絡服務質(zhì)量的差異，運輸層定義了5個運輸合同類，供應不同的功能。網(wǎng)絡層服務質(zhì)量降低時，對運輸合同的要求就提高，以向運輸層用戶供應一種比擬穩(wěn)定的服務界面。表5.1運輸合同類主要功能使用的網(wǎng)絡服務TPO簡潔類(SimpleClass)運輸連接管理；ATP1基本過失恢復類(BasicErrorRecoveryClass)TP0+過失恢復；BTP2復用類(MultiplexingClass)TP0+復用/解復用；流量掌握；ATP3過失恢復與復用類(Er