《计算机网络-自顶向下方法》读书笔记-网络层篇
《计算机网络-自顶向下方法》读书笔记-网络层篇
网络层服务
从发送主机向接收主机传送数据段（segment ）
发送主机：将数据段封装到数据报（datagram ）中
接收主机：向传输层交付数据段（segment ）
每个主机和路由器都运行网络层协议
路由器检验所有穿越它的IP数据报的头部域
- 决策如何处理IP数据报
网络层核心功能-转发与路由
转发:将分组从路由器的输入端口转移到合适的输出端口
路由:确定分组从源到目的经过的路径
路由算法(协议)确定通过网络的端到端路径
转发表确定在本路由器如何转发分组
网络层核心功能-连接建立
某些网络的重要功能
ATM,帧中继,X.25
数据分组传输之前两端主机需要首先建立虚拟/逻辑连接网络设备(如路由器)参与连接的建立
网络层连接与传输层连接的对比
- 网络层连接: 两个主机之前(路径上的路由器等网络设备参与其中)
- 传输层连接: 两个应用进程之间(对中间网络设备透明)
网络层服务模型
无连接服务(connection-less service):
- 不事先为系列分组的传输确定传输路径
- 每个分组独立确定传输路径
- 不同分组可能传输路径不同
- 数据报网络(datagram network )
连接服务(connection service):
- 首先为系列分组的传输确定从源到目的经过的路径(建立连接)
- 然后沿该路径（连接）传输系列分组
- 系列分组传输路径相同
- 传输结束后拆除连接
- 虚电路网络(virtual-circuit network )
数据报与虚电路网络
虚电路网络
数据报(datagram)网络与虚电路(virtual-circuit)网络是典型两类分组交换网络
数据报网络提供网络层无连接服务
虚电路网络提供网络层连接服务
类似于传输层的无连接服务（UDP）和面向连接
服务（TCP ），但是网络层服务：
- 主机到主机服务
- 网络核心实现
虚电路: 一条从源主机到目的地的主机,类似于电路的路径(逻辑连接)
- 分组交换
- 每个分组的传输利用链路的全部带宽
- 源到目的路径经过的网络层设备共同完成虚电路功能
通信过程：
- 呼叫建立(call setup)→数据传输→拆除呼叫
每个分组携带虚电路标识(VCID)， 而不是目的主机地址
虚电路经过的每个网络设备(如路由器),维护每条经过它的虚电路连接状态
链路、 网络设备资源(如带宽、 缓存等)可以面向VC进行预分配 - 预分配资源=可预期服务性能
- 如ATM的电路仿真(CBR)
VC具体实现
每条虚电路包括:
1. 从源主机到目的主机的一条路径
2. 虚电路号（ VCID） ， 沿路每段链路一个编号
3. 沿路每个网络层设备（如路由器）， 利用转发表记录
经过的每条虚电路
沿某条虚电路传输的分组，携带对应虚电路的VCID，而不是目的地址
同一条VC ，在每段链路上的VCID通常不同
路由器转发分组时依据转发表改写/替换虚电路号
转发表
| 输入接口 | 输入VC | 输出接口 | 输出VC |
|---|---|---|---|
| 1 | 12 | 3 | 22 |
| 2 | 63 | 1 | 18 |
| 3 | 7 | 2 | 17 |
| 1 | 97 | 3 | 87 |
VC路径上每个路由器都需要维护VC连接的状态
VC进入路由器后,路由器将VC头替换,然后转发出去
数据报网络
网络层无连接
* 每个分组携带目的地址
* 路由器根据分组的目的地址转发分组
* 基于路由协议/算法构建转发表
* 检索转发表
* 每个分组独立选路
路由器转发表
| 目的地址 | 输出链路 |
|---|---|
| 地址范围1 | 3 |
| 地址范围2 | 2 |
| 地址范围3 | 2 |
| 地址范围4 | 1 |
最长前缀匹配优先:
在检索转发表时，优先选择与分组目的地址匹配前缀最长的入口(entry).
IP协议
主机、路由器网络层主要功能:
- 路径选择
- RIP
- OSPF
- BGP
- IP协议
- 寻址规约
- 数据报(分组)格式
- 分组处理规约
- ICMP协议
- 差错报告
- 路由器命令
IP数据报格式
| 首部 | 描述 |
|---|---|
| 版本号(4bit) | 描述IP协议的版本号,目前主要有V4和V6两个版本 |
| 首部长度(4bit) | 以四字节为单位例如: 5 -> IP首部长度为20(5 * 4)字节,不这么计算的话,长度描述根本不够 |
| 服务类型(8bit) | 指示期望获得哪种类型的服务 1 .只有在网络提供区分服务(DiffServ)时使用 2.一般情况下不使用，通常IP分组的该字段(第2字节)的值为00H |
| 总长度(16bit) | IP分组的总字节数(首部 + 数据) 1. 最大IP分组的总长度: 65535B 2.最小的IP分组首部: 20B 3. IP分组可以封装的最大数据:65535 - 20 = 65515B |
| 生存时间TTL(8bit) | IP分组在网络中可以通过的路由器数(或跳步数) 1.路由器转发一次分组， TTL减1 2.如果TTL=0，路由器则丢弃该IP分组 |
| 协议(8bit) | 指示IP分组封装的是哪个协议的数据包,实现复用/分解 |
| 首部校验和(16位) | 实现对IP分组首部的差错检测 1.计算校验和时，该字段置全0 2.采用反码算数运算求和，和的反码作为首部校验和字段 3.逐跳计算、逐跳校验 |
| 源IP地址、目的IP地址字段(各占32bit) | 分别标识发送分组的源主机/路由器(网络接口)和接收分组的目的主机/路由器（网络接口）的IP地址 |
| 选项字段(长度可变，范围在1~40B之间) | 携带安全、源选路径、时间戳和路由记录等内容(实际上很少被使用) |
| 填充(长度可变，范围在0~3B之间) | 目的是补齐整个首部，符合32位对齐，即保证首部长度是4字节的倍数 |
| 标识字段(16bit) | 标识一个IP分组,IP协议利用一个计数器，每产生IP分组计数器加1，作为该IP分组的标识 |
| 标志位(3bit) | 1. DF (Don’t Fragment) 2. MF (More Fragment) DF =1：禁止分片； DF =0：允许分片 MF =1：非最后一片； MF =0：最后一片(或未分片) |
| 片偏移(13bit) | 一个IP分组分片封装原IP分组数据的相对偏移量 片偏移字段以8字节为单位 |
IP分片
网络链路存在MTU (最大传输单元)—链路层数据帧可封装数据的上限不同链路的MTU不同
大IP分组向较小MTU链路转发时， 可以被“分片” (fragmented)
- 1个IP分组分为多片IP分组
- IP分片到达目的主机后进行“重组”(reassembled)
IP首部的相关字段用于标识分片以及确定分片的相对顺序
- 总长度、标识、标志位和片偏移
假设原IP分组总长度为L，待转发链路的MTU为M
若L>M，且DF=0，则可以/需要分片
分片时每个分片的标识复制原IP分组的标识
通常分片时，除最后一个分片，其他分片均分为MTU允许的最大分片
一个最大分片可封装的数据应该是8的倍数， 因此， 一个
最大分片可封装的数据为:
需要的总片数为:
每片片偏移字段取值为
每片的总长度字段为
每片MF标志位为:
IP编址
接口(interface): 主机/路由器与物理链路的连接
- 实现网络层功能
- 路由器通常有多个接口
- 主机通常只有一个或两个接口(e.g.，有线的以太网接口，无线的802.11接口)
IP地址: 32比特(IPv4)编号标识主机、路由器的接口
IP地址与每个接口关联
IP地址:
- 网络号(NetID) – 高位比特
- 主机号(HostID) – 低位比特
IP子网
- IP地址具有相同网络号的设备接口
- 不跨越路由器（第三及以上层网络设备）可以彼此物理联通的接口
IP子网划分与子网掩码
“有类”编码
如图:
特殊IP地址
私有IP地址
子网划分
IP地址:
- 网络号(NetID) – 高位比特
- 子网号(SubID) – 原网络主机号部分比特
- 主机号(HostID) – 低位比特
如何确定是否划分了子网？利用多少位划分子网？
- 子网掩码
形如IP地址:
- 32位
- 点分十进制形式
取值：
- NetID、 SubID位
- HostID位全取0
将IP分组的目的IP地址与子网掩码按位与运算，提取子网地址
无类域间路由(CIDR: Classless InterDomain Routing)
- 消除传统的 A 类、 B 类和 C 类地址界限
- NetID+SubID→Network Prefix (Prefix)可以任意长度
- 融合子网地址与子网掩码，方便子网划分
- 无类地址格式： a.b.c.d/x，其中x为前缀长度
子网201.2.3.64， 255.255.255.192→201.2.3.64/26
无类域间路由(CIDR: Classless InterDomain Routing)
- 提高IPv4 地址空间分配效率
- 提高路由效率
- 将多个子网聚合为一个较大的子网
- 构造超网（ supernetting）
当一个子网无法聚合所有的子网时,需要零碎出去的”子网片”利用最长前缀匹配原则向路由器通告,以便正确收发消息.
路由算法
路由算法通过设置转发表来得到应用
网络可以抽象成图
其中
N = 路由器集合
E = 链路集合
费用(Costs):每段链路的费用可以总是1,或者是宽带的倒数、拥塞程度等.
静态路由VS动态路由?
静态路由:
- 手工配置
- 路由更新慢
- 优先级高
动态路由:
- 定期更新
- 及时响应链路费用或网络拓扑变化
全局信息VS分散信息?
全局信息:
- 所有路由器掌握完整的网络拓扑和链路费用信息
分散信息:
- 路由器只掌握物理相连的邻居以及链路费用
- 邻居间信息交换,运算的迭代过程
链路状态路由算法
Dijkstra算法:
数据结构有实现,这里直接上代码:
#includefor(j=1;j<=n;j++)
if(a[k][j]!=0&&!p[j]&&d[j]>d[k]+a[k][j])
d[j]=d[k]+a[k][j];
}
for(i=1;iprintf("%d->",p[i]);
printf("%d\n",p[n]);
return0;
} 复杂性分析和优化见数据结构
链路状态路由算法的震荡:
距离向量路由算法
Bellman-Ford方程(动态规划)
令：
dx(y):=从x到y最短路径的费用（距离）
则：dx(y) = min {c(x,v) + dv(y) }
Dx(y) = 从结点x到结点y的最小费用估计
- x维护距离向量(DV): Dx = [Dx(y): y є N ]
结点x: - 已知到达每个邻居的费用: c(x,v)
- 维护其所有邻居的距离向量: Dv = [Dv(y): y є N ]
核心思想: - 每个结点不定时地将其自身的DV估计发送给其邻居
- 当x接收到邻居的新的DV估计时，即依据B-F更新其自身的距离向量估计：
Dx(y) ← minv{c(x,v) + Dv(y)}for each node y ∊ N
Dx(y)将最终收敛于实际的最小费用 dx(y)
异步迭代:
- 引发每次局部迭代的因素
- 局部链路费用改变
- 来自邻居的DV更新
分布式:
- 每个结点只当DV变化时才通告给邻居
- 邻居在必要时（其DV更新后发生改变）再通告它们的邻居
无穷计数问题
见示意图
解决方案
毒性逆转(poisoned reverse):
- 如果一个结点(e.g.Z)到达某目的(e.g.X)的最小费用路径是通过某个邻居(e.g.Y)，则：
- 通告给该邻居结点到达该目的的距离为无穷大
毒性逆转并不能从根本上彻底解决无穷计数问题,在某些更复杂的网络情况下,毒性逆转就无能为力了
定义最大度量
定义一个最大的有效费用值,如15跳步,16跳步表示无穷.
具体过程见示意图
层次路由
网络规模： 考虑6亿目的结点的网络
- 路由表几乎无法存储！
- 路由计算过程的信息(e.g.链路状态分组、DV)交换量巨大，会淹没链路！
管理自治:
- 每个网络的管理可能都期望自主控制其网内的路由
- 互联网(internet) = 网络之网络(network of networks)
聚合路由器为一个区域：自治系统AS(autonomous systems)
同一AS内的路由器运行相同的路由协议(算法)
- 自治系统内部路由协议(“ intra-AS” routingprotocol)
- 不同自治系统内的路由器可以运行不同的AS内部路由协议
网关路由器(gatewayrouter):
- 位于AS“边缘”
- 通过链路连接其他AS的网关路由器
转发表由AS内部路由算法和AS间路由算法共同配置
- AS内部路由算法设置AS内部目的网络路由入口(entries)
- AS内部路由算法与AS间路由算法共同设置AS外部目的网络路由入口
自治系统间(inter-AS)路由任务
假设AS1内某路由器收到一个目的地址在AS1之外的数据报:
- 路由器应该将该数据报转发给哪个网关路由器呢?
假设AS1通过AS间路由协议学习到：子网x通过AS3和AS2均可到达
- 为了配置转发表，路由器1d必须确定应该将去往子网x的数据报转发给哪个网关？
- 这个任务也是由AS间路由协议完成!
热土豆路由: 将分组发送给最近的网关路由器.
RIP协议
AS内部路由协议也称为内部网络协议IGP(interiorgatewayprotocols)
- 最常见的AS内部路由协议:
- 路由信息协议： RIP(Routing Information Protocol)
- 开放最短路径优先： OSPF(Open Shortest Path First)
- 内部网关路由协议： IGRP(Interior Gateway Routing Protocol)
- Cisco私有协议
RIP
早于1982年随BSD-UNIX操作系统发布
- 距离向量路由算法
- 距离度量：跳步数 (max = 15 hops),每条链路1个跳步(防止无穷计数)
- 每隔30秒，邻居之间交换一次DV，成为通告(advertisement)
- 每次通告：最多25个目的子网(IP地址形式)
RIP示例
注意这里路由器之间交换的通告和一般的距离向量路由算法不同,增加了下一跳信息,如果看到某个路由器看到下一跳就是自己,那么就相当于起到了毒性逆转的作用.
RIP链路的失效和恢复信息
如果180秒没有收到通告→邻居/链路失效
- 经过该邻居的路由不可用
- 重新计算路由
- 向邻居发送新的通告
- 邻居再依次向外发送通告（如果转发表改变）
- 链路失效信息能否快速传播到全网？
- 可能发生无穷计数问题
- 毒性逆转技术用于预防乒乓(ping-pong)环路(另外：无穷大距离 = 16 hops)
RIP路由表的处理:RIP路由表是利用一个称作route-d(deamon)的应用层进程实现的
通告报文周期性通过UDP数据报发送
RIP协议适用于小规模AS,以为最大跳步15.
OSPF协议
采用链路状态路由算法
- LS分组扩散（通告）
- 每个路由器构造完整的网络(AS)拓扑图
- 利用Dijkstra算法计算路由
- OSPF通告中每个入口对应一个邻居
- OSPF通告在整个AS范围泛洪
- OSPF报文直接封装到IP数据报中
- 与OSPF极其相似的一个路由协议:IS-IS路由协议
OSPF优点
安全(security): 所有OSPF报文可以被认证(预防恶意入侵)
- 允许使用多条相同费用的路径 (RIP只能选一条)
- 对于每条链路，可以针对不同的TOS设置多个不同的费用度量(e.g.,卫星链路可以针对“尽力”(best effort)ToS设置“低”费用；针对实时ToS设置“高”费用)
- 集成单播路由与多播路由:
- 多播OSPF协议(MOSPF) 与OSPF利用相同的网络拓扑数据
- OSPF支持对大规模AS分层(hierarchical)
OSPF分层示例:
两级分层
- 链路状态通告只限于区内
- 每个路由器掌握所在区的详细拓扑
- 只知道去往其他区网络的”方向”(最短路径)
| 路由器种类 | 描述 |
|---|---|
| 区边界路由器(Area Border Routers) | “汇总”到达所在区网络的距离,通告给其他区边界路由器(每个小区和蓝色区相交的那个路由器) |
| 主干路由器(Backbone Routers) | 在主干区内运行OSPF路由算法.(图中蓝色区域的普通路由器) |
| AS边界路由器(AS boundary routers) | 连接其他AS.(最上面那个路由器) |
BGP路由协议
边界网关协议BGP (Border GatewayProtocol):事实上的标准域间路由协议
- 将Internet “粘合”为一个整体的关键
BGP为每个AS提供了一种手段:
* eBGP: 从邻居AS获取子网可达性信息.
* iBGP: 向所有AS内部路由器传播子网可达性信息.
* 基于可达性信息与策略，确定到达其他网络的 “好”
路径.
* 容许子网向Internet其余部分通告它的存在：“ 我在这儿！ ”
BGP会话(session): 两个BGP路由器 (“ Peers” )交换BGP报文:
- 通告去往不同目的前缀（ prefix）的路径 (“路径向量(path vector)” 协议)
- 报文交换基于半永久的TCP连接
BGP报文:
* OPEN: 与peer建立TCP连接，并认证发送方
* UPDATE: 通告新路径 (或撤销原路径)
* KEEPALIVE: 在无UPDATE时，保活连接；也用于对OPEN请求的确认
* NOTIFICATION: 报告先前报文的差错；也被用于关闭连接
当AS3通告一个前缀给AS1时:
* AS3承诺可以将数据报转发给该子网
* AS3在通告中会聚合网络前缀
BGP分发路径信息:
如示意图:
在3a与1c之间, AS3利用eBGP会话向AS1发送前缀可达性信息.
- 1c则可以利用iBGP向AS1内的所有路由器分发新的前缀可达性信息
- 1b可以（ 也可能不）进一步通过1b-到-2a的eBGP会话，向AS2通告新的可达性信息
- 当路由器获得新的前缀可达性时，即在其转发表中增加关于该前缀的入口（路由项） .
通告的前缀信息包括BGP属性
- 前缀+属性= “ 路由”
两个重要属性:
- AS-PATH(AS路径): 包含前缀通告所经过的AS序列: e.g., AS 67,AS 17
- NEXT-HOP(下一跳): 开始一个AS-PATH的路由器接口，指向下一
跳AS.
- 可能从当前AS到下一跳AS存在多条链路(如图中2b和2c)
BGP路由选择
网关路由器收到路由通告后，利用其输入策略(import policy)决策接受/拒绝该路由e.g., 从不将流量路由到AS x
- 基于策略(policy-based) 路由
- 路由器可能获知到达某目的AS的多条路由，基于以下准则选择：
- 本地偏好(preference)值属性: 策略决策(policy
decision) - 最短AS-PATH
- 最近NEXT-HOP路由器: 热土豆路由(hot potato
routing) - 附加准则
- 本地偏好(preference)值属性: 策略决策(policy
路由选择策略示例:
A向B通告一条路径： AW
B向X通告路径： BAW
B是否应该向C通告路径BAW呢?
- 绝不! B路由CBAW的流量没有任何“收益”，因为W和C均不是B的客户。
- B期望强制C通过A向W路由流量
- B期望只路由去往/来自其客户的流量！
为什么采取不同的AS内与AS间路由协议
策略(policy):
- inter-AS: 期望能够管理控制流量如何被路由，谁路由经过其网络等.
- intra-AS: 单一管理，无需策略决策
规模(scale):
- 层次路由节省路由表大小，减少路由更新流量
- 适应大规模互联网
性能(performance):
- intra-AS: 侧重性能
- inter-AS: 策略主导