计算机网络详解

目的：资源共享。

组成单元：分布在不同地理位置的多台独立的“自治计算机”。

必须遵循的统一规则--网络协议。

分布式系统。

是未来网络发展追求的目标

双绞线，光纤

路由器，交换机

网卡

电路交换

报文交换

分组交换

客户/服务器的方式（Client/Server方式C/S ）

对等方式（Peer-to-Peer方式P2P）

传输介质、通信设备、网络协议

使网络具有数据传输、交换、控制和存储的能力

实现计算机之间的数据通信

实现资源共享功能的设备及其软件的集合

向用户提供共享其他计算机上的硬件资源、软件资源和数据资源的服务。

所有联网计算机都共享一个公共通信信道。

计算机利用共享通信信道发送报文分组时，所有其他的计算机都会接收到这个分组。

接收到这个分组的计算机将通过检查目的地址来决定是否接收该分组。

局域网基本上都采用广播式通信技术，广域网中的无线、卫星通信也采用广播式通信技术。

每条物理线路连接一对计算机。

如果两台通信的主机没有直接的物理线路连接，会通过中间节点的接收、存储和转发，直至目的的节点。

是否采用分组存储转发与路由选择机制是点对点式网络与广播网络的重要区别，广域网基本都属于点对点网络。

使用单根传输线把计算机连接起来。

特点

原理

特点

原理

原理

特点

原理

主要特点

图示

缺点

原理

特点

优劣

原理

特点

优劣

区别

图示

双绞线网络

同轴电缆网络

蓝牙

微波

无线电

概念

发送时延的计算公式：

概念

计算公式

数据在交换节点为存储转发而进行的一些必要的处理所花费的时间。

例如

分组在进入路由器后要先在输入队列中排队等待处理。

确认转发端口后，还要在输出队列中排队等待转发

指出某一信道又百分之多少的时间是有数据通过的

信道利用率 = 有数据通过时间/(有+无)数据通过时间

网络利用率则是全网络的信道利用率的加权平均值。



物理层称为：比特

链路层称为：帧

网络层称为：分组

传输层称为：报文

数据部分：SDU

控制信息部分：PCI

第n层的服务数据单元记为n-SDU 

使相应层次对等方的通信更加可靠。

发送端的发送速率必须使接收端来得及接收，不要太快。

发送端将要发送的数据块划分为更小的单位，在接收端将其还原。

发送端几个高层会话复用一条低层的连接，在接收端再进行分用。

交换数据前先建立一条逻辑连接，数据传送结束后释放连接。

是一个逻辑的接口。

和设备之间的硬件接口是不一样的。

由服务用户发往服务提供者，请求完成某项工作。

由服务提供者发往服务用户，指示用户做某件事情

由服务用户发往服务提供者，对指示做出响应。

由服务提供者发往服务用户，作为对请求的证实。

连接服务

无连接服务

可靠服务

不可靠服务

有应答服务

无应答服务

只有本层协议的实现才能保证向上一层提供服务。

本层的服务用户只能看见服务而无法看见下面的协议，即下面的协议对上层的服务用户是透明的。

协议是水平的，即协议是控制对等实体之间通信的规则。

协议是水平的，即协议是控制对等实体之间的通信规则。

服务是垂直的，即服务是由下层通过层间接口向上提供。

并非在一层内完成的全部功能都称为为服务。只有那些能够被高一层实体看见的功能才能叫做服务

数据单元

协议

物理层主要研究

数据单元

功能

广播式网络在数据链路层还要处理新的问题， 即如何控制对共享信道的访问。

数据链路层的一个特殊的子层－介质访问子层，就是专门处理这个问题的。

协议应用

数据单元

功能

网络层的协议有IP、IPX、ICMP、IGMP、ARP、RARP和OSPF等。

数据单元

功能

传输层与数据链路层的差异

传输层的协议有TCP、UDP。

描述

功能

描述

功能

描述

功能

类似于 OSI 的物理层和数据链路层

络接口层的作用是从主 机或结点接收1P分组，并把它们发送到指定的物理网络上。

TCP/IP 体系结构的关键部分

它和 OSI 网络层在功能上非常相似。 网际层将分组发往任何网络， 并为之独立地选择合适的路由，但它不保证各个分组有序地到达， 各个分组的有序交付由高层负责。

网际层定义了标准的分组格式和协议， 即 IP。当前采用的 IP协议是第 4 版， 即 1Pv4, 它的下一版本是 1Pv6。

功能 同样和 OSI 中的传输层类似， 即使得发送端和目的 端主机上的对等实体进行会话。

使用两种协议

包含所有的高层协议

如虚拟终端协议 (Telnet)、文件传输协议 (FTP)、 域名解析服务 (DNS)、电子邮件协议 (SMTP) 和超文本传输协议 (HTTP)。

1、OSI 参考模型的最大贡献就是精确地定义了三个主要概念： 服务、 协议和接口

TCP/IP 模型在这三个概念上却没有明确区分

串行传输是指一 个一 个的比特按照时间顺序传输 （出于经济上的考虑 ， 远距离通信通常采用串行传输）

并行传输是指多个比特通过多条通信信道 同时传输。

时长内的信号称为K进制码元

时长称为码元宽度

1码元可以携带多个比特的信息量

在使用二进制编码时， 只有两种不同。的码元：一种代表0状态 ，另一种代表1状态。

包含一条发送信道

包含一条接受信道

传送模拟信号的模拟信道

传送数字信号的数字信道

无线信道

有线信道

基带信号

宽带信号

只有一个方向的通信二没有反方向的交互，仅需要一条信道。

例如

通信的双方都可以发送或接收消息，但任何一方不能同时进行发送和接收消息，需要两条信道

通信双方可以同时发送和接收信息， 也需要两条信道。

l ) 码元传输速率

2) 信息传输速率

两者之间的关系

当输入的信号频率高或低到一定程度，使得系统的输出功率成为输入功率的一半时间（即-3dB）,最高频率和最低频率间的差值代表了系统的通频带宽，单位是赫兹（Hz）

带宽表示单位时间内从 网络中的某一点到另一点所能通过的“最高数据率”。 此时带宽的单位不再是Hz, 而是b/s 。

接收端收到的信号波形失去了码元之间清晰界限的现象。

码元的频率太高，导致接收端无法区分各个码元

若传输速率超过此上限， 就会出现严重的码间串扰问题（指在接收端收到的信号波形失去了码元之间的清晰界限）， 使得接收端不 可能完全正确识别码元。

信噪比=  （单位为dB)

例如如当S/N= IO 时， 信噪比为 lOdB, 而当S/N=1000 时， 信噪比为30dB 。

将数字信号1和0直接用不同的电压表示，再送到数字信道上传输（基带传输）

来自信源的信号

直接表达了要传输的信息的信号

将基带信号进行调制后形成的频分复用的模拟信号，再传送到模拟信号上传输（宽带传输）

把基带信号经过载波调制后，把信号的频率范围搬迁到较高的频段以便在信道中传输（即仅在一段频率范围内能够通过信道）

采用基带传输，衰减小，信号不易发生变化。

采用宽带传输，衰减大，需要过滤出基带信号。

1、归零编码

2、非归零编码

3、反向非归零编码

4.曼切斯特编码

5、差分曼彻斯特编码

6、4B/5B编码

l) 幅移键控(ASK)

2）频移键控(FSK)

3）相移键控(PSK)

4）正交振幅调制(QAM)

图所示是二进制幅移键控、 频移键控和相移键控的例子。 2ASK中用载波有幅度和无幅 度分别表示数字数据的 “1"和 “0"; 2FSK中用两种不同的频率分别表示数字数据 “1"和 “0"; 2PSK中用相位0和相位兀分别表示数字数据的 “1"和 “ O", 是一种绝对调相方式。

在通信领域， 带宽是指信号最高频率与最低频率之差， 单位为Hz。

将模拟信号转换成数字信号时，假设原始信号中的最大频率为f, 那么采样频率j采样必须大于等千最大频率f的两倍， 才能保证采样后的数字信号完整保留原始模拟信号的信息（只需记住结论）。采样定理又称奈奎斯特定理。

离散信号可以无失真地代表被采样的模拟数据。

采样频率也可以尽可能地大

公式

子主题

通信线路专用，数据直达，传输数据的 时延非常小，特别是传输数据量较大时，优势非常明显

双方通信时按发送顺序传送数据，不存在失序的问题。

全双工通信，通信双方拥有不同的信道，不会出现争用物理信道的问题。

电路交换既适用千传输模拟信号， 又适用千传输数字信号。

通信双方之间的物理通路一旦建立， 双方就可以随时通信。

电路交换的交换设备（交换机等）及控制均较简单。

电路交换的平均连接建立时间对计算机通信来说太长。

电路交换连接建立后， 物理通路被通信双方独占， 即使通信线路空闲， 也不能供其他用户使用， 因而信道利用率低。

只要在通信双方建立的通路中的任何一点出了故障， 因为没有存储功能，就必须重新拨号建立新的连接， 这对十分紧急和重要的通信是很不利的。

电路交换时， 数据直达， 不同类型、 不同规格、 不同速率的终端很难相互进行通信， 也难以在通信过程中进行差错控制。

报文交换不需要为通信双方预先建立一条专用独占的通信网络，不存在建立连接时延，用户可以随时发送报文。

当发送方把报文交给交换设备时，交换设备先存储整个报文，然后选择一条合适的空闲线路， 将报文发送出去。

如果某条传输路径发生故障， 那么可重新选择另一条路线。

通信双方不是固定独占一整条通信线路，而是不同时间一段一段地占有，提高线路地利用率。

一个报文可以同时发送给多个目的地址，这在电路交换中是很难实现的。

由千数据进入交换结点后要经历存储、 转发这程， 因此会引起转发时延（包括接收报文、 检验正确性、 排队、 发送时间等）。

报文交换对报文的大小没有限制，这就要求网络结点需要有较大的缓存空间。

不需要建立一条通信双方专用地通信网络，没有建立连接时延，随时发送分组。

通信双方不是固定独占一整条通信线路，而是不同时间一段一段地占有，提高线路地利用率。

分组地长度大小固定，相应设备地缓冲区地大小也固定。

在交换结点中存储器的管理通常被简化为对缓冲区的管理，相对比较容易。

分组是逐个传输的， 可以使后一个分组的存储操作与前一个分组的转发操作并行，这种流水线方式减少了报文的传输时间

传输一个分组所需的缓冲区比传输 次报文所需的缓冲区小得多，这样因缓冲区不足而等待发送的概率及时间也 必然少得多。

因为分组较短， 其出错概率必然减小，所以每次重发的数据量也就大大减少，这样不仅提高了可靠性， 也减少了传输时延。

尽管分组交换比报文交换的传输时延少， 但相对于电路交换仍存在存储转发时延，而且其结点交换机必须具有更强的处理能力

每个小数据块都要加上源地址、目的地址和分组编号等信息，从而构成分组，因此使得传送的信息量增大了5%~10%，一定程度上降低了通信效率，增加了处理的时间， 使控制复杂， 时延增加。

l) 发送分组前不需要建立连接。

2）网络尽最大努力交付，传输不保证可靠性，所以可能丢失

3) 发送的分组中要包括发送端和接收端的完整地址，以便可以独立传输。

4）分组在交换结点存储转发时，需要排队等候处理，这会带来一定的时延。

5) 网络具有冗余路径，当某一交换结点或一段链路出现故障时，可相应地更新转发表，寻找另一条路径转发分组，对故障的适应能力强。

6）存储转发的延时一般较小，提高了网络的吞吐量。

7) 收发双方不独占某一链路，资源利用率较高。

8）结点对分组进行差错分析，若正确就会向上一个结点发送确认信息，上一个节点收到确认信息后，就会丢弃该分组地备份副本。

l)为进行数据传输，主机A与主机B之间先建立一条逻辑通路，主机A发出一个特殊的“
呼叫请求“ 分组，该分组通过中间结点送往主机B, 若主机B同意连接，则发送 “ 呼
叫应答“ 分组予以确认。

2)虚电路建立后，主机A就可向主机B发送数据分组。当然，主机B也可在该虚电路上向
主机A发送数据。

3)传送结束后主机A通过发送“释放请求“分组来拆除虚电路，逐段断开整个连接。

1)虚电路通信链路的建立和拆除需要时间开销，对交互式应用和小量的短分组情况显得很浪费，但对长时间、频繁的数据交换效率较高。

2) 虚电路的路由选择体现在连接建立阶段，连接建立后，就确定了传输路径。

3) 虚电路提供了可靠的通信功能，能保证每个分组正确且有序到达。此外，还可以对两个数据端点的流量进行控制，当接收方来不及接收数据时，可以通知发送方暂缓发送。

4）虚电路有一个致命的弱点，即当网络中的某个结点或某条链路出现故障而彻底失效时， 所有经过该结点或该链路的虚电路将遭到破坏。

5）分组首部并不包含目的地地址，而包含虚电路标识符，相对于数据报方式开销小。

6）建立连接后各个结点不再进行路由转发。但会进行差错分析。

虚电路并不是专用的，两个结点之间可能由若干条虚电路，每条虚电路仅仅支持特定的两个端系统之间的数据传输

两个端系统之间也可以有多条虚电路为不同的进程服务，这些虚电路的实际路由可能相同，也可能不同。

在局域网和传统电话网中比较常用。

用千传送基带数字信号， 又称基带同轴电缆， 它在局域网中应用广泛；

用千传送宽带信号， 又称宽带同轴电缆， 主要用千有线电视系统。

无线电波具有较强的穿透能力， 可以传输很长的距离， 所以它被广泛应用千通信领域

无线电波使信号向所有方向散播，因此有效距离范围内的接收设备无须对准某个方向， 就可与无线电波发射者进行通信连接， 大大简化了通信连接。 这也是无线电传输的最重要优点之一。

红外通信和激光通信把要传输的信号分别转换为各自的信号格式， 即红外 光信号和激光信号， 再直接在空间中传播。

微波通信的频率较高， 频段范围也很宽， 载波频率通常为 2~40GHz, 因而通信信道的容量大。

指帧中某些位出现了差错。

指帧的丢失、重复或失序等错误。

冗余码的计算举例： 设 G(x) = 1101（即r=3)， 待传送数据M= 101001（即m=6)， 经模2 除法运算后的结果是： 商Q = 110101（这个商没什么用），余数R = 001。 所以发送出去的数据为 101001 001（即2'M+FCS)，共有m+r位。



海明码位数为成立，则n、k有效。

设置信息位为（1010），共4位。

校验码位为，共3位。

对应的海明码为

的海明位号为 ,即的位置是。

的海明位号为 ,即的位置是。

的海明位号为 ,即的位置是。



三种协议只在发送窗口大小与接收窗口大小有所差别

停止－等待协议：

后退 N帧协议（GBN）：

选择重传协议（SR）：

物理线路故障、设备故障、病毒攻击、路由信息错误等原因，导致数据包丢失。

上层要发送数据时，发送方先检查发送窗口是否已满，未满则产生一个帧将其发送，已满就会将数据返回给上层，上其稍等在发送。（实际实现上，发送方会缓存这些数据）

GBN协议中，AC.Kn表示对第n号帧的确认，对ｎ号帧的确认采用累积确认的方式，表明接收方已经收到n号帧和它之前的全部帧。

出现丢失和时超时的情况，定时器将再次使发送方重传所有已发送但没有被确认的帧。

分别代表发送端和接收端的窗口大小，n是指使用多少比特来编码帧序列号。

在物理层传送的比特流所划分的帧，标志一个周期。

是TDM的一种改进，它采用STDM帧，STDM帧并不固定分配时隙，而是按需动态地分配时隙。

例如

图解

波分多路复用即光的频分多路复用。

一根光纤中传输多种不同波长（频率）的光信号， 由 千波长（频率）不同， 各路光信号互不干扰， 最后再用波长分解复用器将各路波长分解出来。

由于 光波处于频谱的高频段， 有很高的带宽， 因而可以实现多路的波分复用。

码分多路复用是采用不同的编码来区分各路原始信号的一种复用方式。

与 FDM 和 TDM 不同，它既共享信道的频率， 又共享时间。

码分多址（CDMA）

令向量S 表示 A站的码片向量，令T表示 B站的码片向量。两个不同站的码片序列正交， 即向量S 和T的规格化内积(InnerProduct) 为0:

任何一个码片向量和该码片向量自身的规格化内积都是1,任何一个码片向量和该码片反码的向量的规格化内积是－1

令向量T为(-1 -1 +1-1 +l +l +1-1 )。
当A站向C站发送数据1时，就发送了 向量(-1-1 -I +l +1 -1 +l +l)。
 当B站向C站发送数据0时，就发送了向量(+1 +1-1 +1-1-1-1 +l)。
两个向量到了 公共信道上就进行叠加，实际上就是线性相加，得到

到达C站后，进行数据分离。如果要得到来自A站的数据，那么就让S 与S-T进行规格化内积，得到

所以 A站发出的数据是1。同理，如果要得到来自B站的数据，那么

因此从B站发送过来的信号向量是一个反码向量，代表0。

不监听信道，不按时间槽发送，随机发送。

原理

缺点

时隙ALOHA协议把所有各站在时间上同步起来，并将时间划分为一段段等长的时隙（Slot）,规定只能在每个时隙开始时才能发送一个帧。

避免用户发送数据的随意性，减少数据产生冲突的可能性，提高吞吐量，信道利用率

时隙ALOHA网络比纯ALOHA网络的吞吐量大了1倍。

图解

发送完整帧

推迟发送

一个结点要发送数据时， 首先侦听信道；

如果信道空闲，那么立即发送数据；

如果信道忙，那么等待， 同时继续一直侦听直至信道空闲；

如果发生冲突， 那么随机等待一段时间后， 再重新开始侦听信道。

侦听到信道忙后， 继续坚待侦听信道；侦听到信道空闲后， 发送帧的概 率为1, 即立刻发送数据。

优点

缺点

一个结点要发送数据时， 首先侦听信道；

如果信道空闲， 那么立即发送数据；

如果信道忙， 那么放弃侦听， 等待一个随机的时间后再 重复上述过程。

优点

缺点

信道利用率的提高是以 增加数据在网络中的延迟时间为代价的。

一个结点要发送数据时，首先帧听信道；

如果信道忙， 就持续侦听， 直至信道空闲；

如果信道空闲， 那么以概率p 发送数 据，以概率1-p推迟到下一个时隙；

如果在下一个时隙信道仍然空闲，那么仍以概率p发送数据， 以概率1-p推迟到下一个时隙；

这个过程一直持续到数据发送成功或因其他结点发送数据而检测到信道忙为止， 若是后者， 则等待下一个时隙再重新开始帧听。

既能像非坚持算法那样减少冲突，又能像1-坚持算法那样减少媒体空闲时间的方案，

克服非坚持 CSMA 协议中由千随机等待而造成的延迟时间较长的缺点。

站 A 在发送帧后至多经过时间就能知道所发送的帧是否发生碰撞（ 时）。

每个站在自己 发送数据之后的一小段时间内， 存在发生冲突的可能性， 只有经过争用期这段时间还未检测到冲突时， 才能确定这次发送不会发生冲突。

任何站点收到帧长小千最小帧长的帧时， 就把它当作无效帧立即丢弃。



例如

1、确定基本退避时间，一般取两倍的总线端到端传播时延（即争用期）。

2、定义参数k,它等千重传次数，但k不超过10,即k=min［重传次数，10]。当重传次数不 超过10 时，k 等于重传次数；当重传次数大千10 时，k就不再增大而一直等千10（这个条件往往容易忽略，请读者注意）。

3、从离散的整数集合中随机取出一个数r,重传所需要退避的时间就是r 倍的基本退避时间，即2r

4、当重传达16次仍不能成功时， 说明网络太拥挤， 认为此帧永远无法正确 发出， 抛弃此帧并向高层报告出错

在无线通信中， 并非所有的站点都能够听见对方。

当A和C都检测不到信号，认为信道空闲时，同时向终端B发送数据帧，就会导致冲突。

c对于A就是隐蔽站。

如果另外的站点也发送了RTS，这时接收端是拒收这个请求的。

CD是有线局域网，CA是无线局域网。

CSMA/CD通过电缆中的电压变化来检测；

CSMA/CA采用能噩检测、 载波检测和能量载波混合检测

控制信道的使用，确保同一时刻只有一个结点独占信道。

物理星型拓扑，逻辑环形拓扑

1、以太网

2、令牌网

3、FDDI

较为主流地传输介质

常用于总线型局域网，也用于树形局域网

常用于总线型局域网，也用于树形局域网

把总线型或树型网络中地各个工作站按一定地顺序如按接口地址大小排列形成一个逻辑环。
只有令牌持有者才能控制总线，才有发数据的权力

用于环形局域网

如令牌网

标准以太网（10Mbps）

快速以太网（100Mbps）

千兆以太网（1000Mbps

10G以太网

逻辑拓扑总线型，物理拓扑星型或拓展星型

使用CSMA/CD

LLC子层与传输媒体无关，它向网络层提供无确认无连接、 面向连接、 带确认无连接、 高速传送4种不同的连接服务类型。

与接入传输媒体有关的内容都放在MAC子层，它向上层屏蔽对物理层访问的各种差异，
提供对物理层的统一访问接口，主要功能包括组帧和拆卸帧、 比特传输差错检测、 透明传输。

使用集 线器的以太网在逻辑上仍然是一个总线网， 属于一个冲突域。

计算机与外界局域网的连接是通过主机箱内插入的 块网络接口板网卡实现。

网卡上装有处理器和存储器， 是工作在数据 链路层的网路组件。

网卡是局域网中连接计算机和传输介质的接口，不仅能实现与局域网传输介质之间的物理连接和电信号匹配， 还涉及帧的发送与接收、帧的封装与拆封、介质访问控制、数据的编码 与解码及数据缓存功能等。

这个地 址用千控制主机在网络上的数据通信。

数据链路层设备（网桥、交换机等）都使用各个网卡的MAC 地址。

网卡控制着主机对介质的访问，因此网卡也工作在物理层

48位二进制地址，前24位代表厂家，后24位自定义。

常用6个十六进制表示，如02-60-8c-e4-b1-21

因为它只关注比特， 而不关注任何地址信息和高层协议信息。

前导码：

地址：

类型：

数据：

填充：

校验码(FCS ):

注意

802.3帧格式与DIX以太帧格式的不同之处在千用长度域替代了DIX帧中的类型 域，指出数 据域的长度。

一个基本服务集可以是孤立的，也可以通过接入点（AP）连接到一个主干分配系统（Distribution System,DS）,然后再接入另一个基本服务集，构成扩展的服务集（ExtendedService Set, ESS)，扩展服务集CESS)还可通过称为门桥(Portal)的设备为无线用户提供到非802.11无线局域网（如到有线连接的因特网）的接入。门桥的作用相当于一个网桥。基本服务集和扩展服务集

数据总是在某个特定的方向上从一个TCU到下一个TCU逐比特地依次传送，每个TCU重新产生并重新传输每一比特。

SLIP主要完成数据报的传送，但没有寻址、数据检验、分组类型识别和数据压缩等功能。只能传送IP分组。

如果上层不是IP协议， 那么无法传输， 并且此协议对一些高层 应用也不 支持， 但实现比较简单。为了改进 SLIP 的缺点，于是制定了点对点协议(PPP)。

实现身份的验证功能

PPP帧的前3个字段和最后2个字段与HDLC帧是 样的，标志字段 (F) 仍为 7E(01111110)， 前后各占1字节，若它出现在信息字段中，就必须做字节填充，使用的控制 转义字节是7D (01111101)。

但在PPP 中， 地址字段(A)占1字节， 规定为 OxFF, 控制字段(C)占1 字节， 规定为 Ox03, 两者的内容始终是固定不变的。

PPP是面向字符的，因而所有PPP帧的长度都是整数个字节。

占2字节，在HDL C中没有该字段，它是说明 信息段中运载的是什么种类的分组。

以比特0开始的是诸如IP、IPX和 Apple Talk这样的网络层协议；

以比特l开始的被用来协商其他协议， 包括LCP及每个支持的网络层协议的一个不同的NCP。

长度是可变的，大于等千0且小千等千1500B。

占2字节， 即循环冗余码检验中的冗余码。检验区包括地址段、控制字段、协议字段和信息字段。

异步线路用字节填充

同步线路用比特填充

不超过1500B

主站负责控制链路的操作， 主站发出的帧称为命令帧。

从站受控千主站， 按主站的命令进行操作； 发出的帧称为呴应帧。

有些站既具有主站的功能，又具有从站的功能，这类站的复合站，它可以发出命令帧和响应帧。

在接收端只要找到标志字段就可确定一个帧的位置。

HDLC协议采用比特填充的首尾标志法实现透明传输。

在使用非平衡方式传送数据时， 站地址字段总是写入从站的地址；

在使用平衡方式传送数据时， 站地址字段填入的是应答站的地址。

HDLC的许多重要功能都靠控制字段来实现。

1、信息帧(I)， 第1 位为0

2、监督帧(S)， 第1、2位分别为 1、0

3、无编号帧(U)， 第1、2位均为 1

注意，一般情况下，存储转发类设备都能进行协议转换，即连接的两个网段可以使用不同的协议； 

如果源LAN和目的LAN相同，那么丢弃该帧；

如果源LAN和目的LAN不同， 那么转发该帧；

如果目的LAN未知， 那么扩散该帧。

当网桥刚连接到以太网时，其转发表是空的，网桥按照自学习算法处理收到的帧。

算法的基本思想是

源站以广播方向欲通信的目的站发送一个发现帧。

途中的每个网桥都转发此帧，最终该发现帧可能从多个途径到达目的站；

目的站也将一一发送应答帧；

每个应答帧将通过原路径返回，途经的网桥把自己的标志记录在应答帧中；源站选择出一个最佳路由。

以后，凡从这个源站向该目的站发送的帧的首部，都必须携带这一路由信息。

注意

对千普通lOMb/s的共享式以太网，若共有N个用户，则每个用户占有的平均带宽只有总带宽ClOMb/s)的1/N。在使用以太网交换机时，虽然从每个端口到主机的带宽还是lOMb/s, 但由 千一个用户在通信时是独占而不是和其他网络用户共享传输媒体的带宽，因此拥有N 对端口的交换机的总容量为NxlOMb/s。这正是交换机的最大优点。
以太网交换机一般都具有多种速率的端口，例如可以具有lOMb/s、lO OMb/s 和lGb/s 的端口的各种组合， 因此大大方便了各种不同情况的用户。

确定何时可接收新流量

何时可丢弃分组及丢弃哪些分组

确定何种调度决策

这里的距离是一个抽象的概念， RIP就将距离定义为“跳数＂。跳数指从源端口到达目的瑞口所经过的路由个数， 每经过一个路由器， 跳数加1。

两个共享一条链接的结点是相邻结点， 它们连接
到同一条链路， 或者连接到同一广播型物理网络。 

典型的链路状态算法是OSPF算法。

泛洪法

链路状态

链路状态的 “度量”

一个路由器的链路状态只涉及相邻路由器的连通状态，而不是整个互联网。

链路状态路由算法可以用千大型的或路由信息变化聚敛的互联网环境。

OSPF 将一个自治系统再划分为若干区域 (Area)，每个路由器都知道在本 区域内
如何把分组路由到目的地的细节， 但不用知道其他区域的内部网络拓扑结构。

指IP的版本，目前广泛使用的版本号为4。

占4位。比特范围（0101 — 1111）以32位（4B）为单位，最大值为60B (15x4B)，最小值为20B（5x4B）。
最常用的首部长度是20B,此时不使用任何选项（即 可选字段）。

用来表示首部的字节长度。

占8位，指示期望获得哪种类型的服务。主要用来强调数据报发送的优先级。

占16位。 指首部和数据之和 的长度，单位为字节(1B)

IP数据报的最大长度为

以太网帧的最大传送单元(MTU) 为1500B,因此当一个IP数据报封装成帧时，数据报的总长度（首部加数据）不能超过下面数据链路层的MTU值，就需要进行分片。

占16位。

并不是一个序号（IP是无连接服务）。

数据报的长度超过网络的MTU时， 必须进行分片，此时每个数据报片都复制一次标识号，以便能够正确重组原来的数据。

占 3位。只有后2位有意义，中间位是DF（DF=1，禁止分片；DF=0，允许分片），最低位是MF（MF=1，后面“还有分片”；MF=0，代表是最后一片。）。标志字段的最低位为MF,MF = 1 表示后面还有分片，MF = 0 表示最后一个分片。

MF则用来告知目的主机该IP数据报是否为原始数据报的最后一个片。

标志字段中间的一位是DF，只有当DF=0时才允许分片。

占13位。它指出较长的分组在分片后， 某片在 原分组中的相对位置。 片偏移以8 个字节为 偏移 单位，即每个分片的长度一定 是8B (64位） 的整数倍。

占16位。IP数据报的首部 校验和只校验分组的首部 ，而不校验数据部分。

数据报每经过一个路由都会重新计算下校验和。

占 8位。 数据报在网络中可通过的路由器数的最大值，标识分组在网络中的寿命，以确保分组不会永远在网络中循环。

路由 器在转发分组前，先把TTL减 l 。若TTL被减为 0, 则该分组必须丢弃。

占8位。 指出此分组携带的数据 使用何种协议，即分组的数据部分应交给哪个 传输层协议， 如TCP、UDP等。 其中值为 6表示TCP, 值为17表示UDP。

协议图

占4B, 标识发送方的IP地址。

占4B,标识接收方的IP地址。

占0-48B,用来支持排错、测量以及安全等措施。

全为0数字，把首部补成4B的整数倍。

以太网的MTU为1500B

广域网的MTU不超过576B

目的主机使用 IP首部中的标识、 标志和片偏移字段来组装。

当目的主机收到到来自同一发送主机的一批数据分片时，它就可以通过检查数据报的标识号来确定哪些数据报属于同一个原始数据报的片。

只有当 DF=0时，该IP数据报才可以被分片。

当MF=l时，表示相应的原始数据报还有后续的片； 当MF = 0时，表示该数据报是相应原始数据报的最后一个片。

长4000B的IP数据报（首部20B, 数据部分3980B)到达一个路由器，需要转发到一条MTU为1500的链路上。

需要将上述的数据分配到3个独立的分片上。假设原始数据报的标识号为777。

由于偏移值的单位是8B, 所以除最后一个片外，其他所有的片长的有效数据载荷都应是8的倍数。

这称为路由器的直接交付；

否则是间接交付，执行步骤3

即IP地址:: = {＜网络号＞，＜主机号＞｝。

一个网络号在整个因特网范围内必须是唯一 的。

一台主机号在它前面的网络号所指明的网络范围内必须是唯一的。

1、主机号全为0表示本网络本身，如202.98.174.0。

2、主机号全为1表示本网络的广播地址， 又称直接广播地址， 如202.98.174.255。

3、127.0.0.0保留为环路自检(Loopback Test)地址，此地址表示任意主机本身，目的地址为环回地址的IP数据报永远不会出现在任何网络上。

4、32位全为0, 即0.0.0.0表示本网络上的本主机。

5、32位全为1, 即255.255.255.255表示整个TCP/IP网络的广播地址， 又称受限广播地址。实际使用时， 由千路由器对广播域的隔离， 255.255.255.255等效为本网络的广播地址。

A类地址可用的网络数为, 减2 的原因是：

B类地址的可用网络数为，减l的原因是128.0这个网络号是不可指派的。

C 类地址的可用网络数为，减l 的原因是网络号为192.0.0的网络是不可指派的。

IP地址空间的利用率有时很低；

给每个物理网络分配一个网络号会使路由表变得太大而使网络性能变坏；

两级的IP地址不够灵活。

从一个IP地址本身或IP数据报的首部，无法判断源主机或目的主机所连接的网络是否进行了子网划分。

默认子网掩码

例如

若匹配，则将分组 直接交付，

否则间接交付，执行步骤3

IP地址的无分类两级编址 为： IP:: = ｛＜网络前缀＞，＜主机号＞｝。

通过逐位相与的方法可以得到该地址的网络前缀（或 直接截取前20位）

”CIDR 不使用子网” 是指 CIDR 并没有在 32 位地址中指明若干位作为子网字段。

例如

路由聚合使得路由表中的一个项目可以表示多个原来传统分类地址的路由，有利千减少路由器之间的路由选择信息的交换，从而提高网络性能。

将多个子网聚合成一个较大的子网，叫做构成超网，或路由聚合

方法

例子

1、主机 A 欲向本局域网上的某台主机 B 发送 IP 数据报 时，先在其 ARP 高速缓存中查看有无主机 B 的 IP 地址。

2、如有，就可查出其对应的硬件地址， 再将此硬件地址写入 MAC 帧，然后通过局域网将该 MAC 帧发往此硬件地址。

3、如果没有，那么就通过使用目的 MAC 地址为 FF-FF-FF-FF-FF-FF 的帧来封装并广播 ARP 请求分组，使同一个局域网里的所有主机收到 ARP 请求。

4、主机 B 收到该 ARP 请求后， 向主机 A 发出响应 ARP 分组， 分组中包含主机 B 的 IP 与 MAC 地址的映射关系，主机 A 在收到后将此映射写入 ARP 缓存，然后按查询到的硬件地址发送 MAC 帧。

图解

除了在同一局域网中流程，还增加了通过路由器硬件进行跨广播的方式。

1、通过 ARP 找到一个位于本局域网上的某 个路由器的硬件地址， 然后把分组发送给这个路由器， 让这个路由器把分组转发给下一个网络

2、这一步在同一局域网中的情况相同

图解

对于某个协议工作在哪个层次，读者应该能通过协议的工作原理进行猜测。

ICMP 差错报告报文用千目标主机或到目标主机路径上的路由器向源主机报告差错和异常情况。

ICMP差错报告报文五种类型

不应发送 ICMP 差错报告报文的几种情况

ICMP 询问报文有 4 种类型：

PING 使用了ICMP 回送请求和回答报文

Traceroute (Tracert) 使用了 ICMP 时间超过报文

路由信息协议（RIP）

开放最短路径优先（OSPF）协议

把“下一跳”字段中的地址都改为X

把所有＂距离”字段的值加1

1、当原来的路由表中没有目的网络N时，把该项目添加到路由表中。

2、当原来的路由表中有目的网络N,且下一跳路由器的地址是X时，用收到的项目替换
原路由表中的项目。

3、当原来的路由表中有目的网络N,且下一跳路由器的地址不是X时，如果收到的项目中的距离d小千路由表中的距离，那么就用收到的项目替换原路由表中的项目；否则什么也不做。

RIP 仅向自已相邻的几个路由器发送信息。

”链路状态” 说明本路由器和哪些路由器相邻及该链路的 “度量”（或代价）。

RIP 中，发送的信息是本路由器所知道的全部信息，即整个路由表。

在RIP中，不管网络拓扑是否发生变化，路由器之间都会定期交换路由表的信息。

RIP 是应用层协议， 它在传输层使用 UDP。

OSPF 对千不同类型的业务可计算出不同的路由，十分灵活。

1. 这个数据库实际上就是全网的拓扑结构图。

它在全网范围内是一致的（称为链路状态数据 库的同步）。

好处是， 将利用洪泛法交换链路状态信息的范围局限千每个区域而非整个自治系统， 减少了整个网络上的通信量。

用来与相邻的另一个BGP发言人建立关系。

用来发送某一路由的信息，以及列出要撤销的多条路由。

用来确认打开报文并周期地证实邻站关系。

用来发送检测到地差错。

源地址是单播地址。

当某台主机加入新的组播组时， 该主机应向组播组的组播地址发送一个IGMP报文。

本地的组播路由器收到IGMP报文后， 将组成员关系转发给因特网上的其他组播路由器。

本地组路由器周期性探询本地局域网上的主机，以便知道这些主机是否还是组播组的成员。

只要有一个主机对某个组响应，那么组播路由器就认为这个组是活跃的，继续向其他组播组路由发送成员关系。

如果经过几次探寻后没有一个主机响应，组播路由器就认为本网络上的没有此组播组的主机，因此就不再把这组的成员关系发给其他的组播路由器。

组播组路由器知道的成员关系只是所连接的局域网中有无组播组的成员。

组播路由选择实际上就是要找出以源主机为根结点的组播转发树，其中每个分组在每条链路上只转发一次（即在组播转发树上的路由器不会收到重复的组播数据报）。

不同的多组播组对应不同的转发数。

同一多播组，对不同的源点也会有不同的多转发树。

建立在任何路由器协议之上

从结构上看，路由器由路由选择和分组转发两部分构成

从模型的角度看，路由器是网络层设备，它实现了网络模型的下三层， 即物理层、 数据链路层和网络层。

如果 个存储转发设备实现了某个层次的功能，那么它就可以互联两个在该层次上使用不同协议的网段（网络）。

如果网桥实现了物理层和数据链路层，那么网桥可以互联两个物理 层和数据链路层不同的网段；

但中继器实现了物理层后，却不能互联两个物理层不同的网段，这是因为中继器不是存储转发设备，它属于直通式设备。

交换结构

一组输入端口

一组输出端口

图解

输入端口中的查找和转发功能在路由的交换功能中是最重要的。

图解

若路由器处理分组的速度小于分组进入队列的速率，则队列的存储空间最终必定减少到0，这样使后边再进入队列的分组由于没有存储空间而只能丢弃。

路由器中的输入或输出队列产生溢出是造成分组丢失的重要原因。

若收到RIP、OSPF分组等，则把分组送往路由选择处理机；

若收到数据分组，则查找转发表并输出。

“转发” 是路由器根据转发表把收到的IP数据报从合适的端口 转发出去， 它仅涉及一个路由器。

“路由选择” 则涉及很多路由器， 路由表是许多路由器协同 工作的结果。这些路由器按照复杂的路由算法， 根据从各相邻路由器得到的关千网络拓扑的变化情况， 动态地改变所选择的路由，并由此构造出整个路由表。

传输层的复用分用功能与网络层的复用分用功能不同。

网络层的复用是指发送方不同协议的数据都可以封装成IP数据报发送出去，分用是指接收方的网络层在剥去首部后把数据交给响应的协议。

熟知端口

登记端口

客户端使用的端口号，数值为 49152~65535。

由千这类端口号仅在客户进程运行时才动态地选择， 因此又称短暂端口号（也称临时瑞口）。

通信结束后， 刚用过的客户端口号就不复存在， 从而这个端口号就可供其他客户进程使用。

它唯一地标识网络中的一台主机和其上的一个应用（进程）。

采用TCP时，传输层向上提供的是一条全双工的可靠逻辑信道；

在传送数据之前必须先建立连接，数据传送结束后要释放连接。 TCP不提供广播或组播服务。

增加了许多开销

因此TCP主要适用于可靠性更重要的场合，如文件传输协议(FTP)、 超文本传输协议(HTTP)、 远程登录(TELNET ) 等。

采用UDP时， 传输层向上提供的是一条不可靠的逻辑信道。

它在IP之上仅提供两个附加服务：

IP知道怎样把分组投递给一台主机，但不知道怎样把它们投递给主机上的具体应用。

UDP在传送数据之前不需要先建立连接， 远程主机的传输层收到UDP报文后，不需要给出任何确认。

由千UDP比较简单因此执行速度比较快、 实时性好。 使用UDP的应用主要包括小文件传送协议(TFTP)、 DNS、 SNMP和实时传输协议(RTP)。

IP 数据报在网络层要经过路由的存储转发；

UDP 数据报在传输层的瑞到瑞的逻辑信道中传输，封装成 IP 数据报在网络层传输时， UDP 数据报的信息对路由是不可见的。

TCP 报文段在传输层抽象的逻辑信道中传输，对路由器不 可见；

虚电路所经过的交换结点都必须保存虚电路状态信息。

在网络层若采用虚电路方式，则无法提供无连接服务；而传输层采用 TCP 不影响网络层提供无连接服务。

所有维护传输可靠性的工作需要用户在应用层来完成。

发送方UDP对应用层交下来的报文，在添加首部后就向下交付给IP层， 既不合并， 也不拆分， 而是保留这些报文的边界；

接收方UDP对IP层交上来UDP用户数据报， 在去除首部后就原封不动地交付给上层应用进程，一次交付一个完整的报文。因此报文不可分割， 是UDP数据报处理的最小单位。

少量数据不需要分片，本身UDP是不可靠地，如果分片就会加重数据地不可靠。

因此UDP适合很多的实时应用。

UDP 不会引入建立连接的时延。

试想如果DNS 运行在 TCP 而非 UDP 上， 那么 DNS 的速度会慢很多。HTTP 使用 TCP 而非 UDP, 是因为对千基于文 本数据的Web网页来说， 可靠性是至关重要的。

TCP 需要在端系统中维护连接状态。 此连接状态包括接收和发送缓存、 拥塞控制参数和序号与确认号的参数。

UDP 不维护连接状态， 也不跟踪这些参数。因此，某些专用应用服务器使用 UDP 时， 一般都能支待更多的活动客户机。

TCP 有20B的首部开销， 而 UDP 仅有8B的开销。

UDP没有拥塞控制， 因此网络中的拥塞不会影响主机的发送效率。

某些实时应用要求以稳定的速度发送， 能容忍一些数据的丢失， 但不允许有较大的时延， 而UDP正好满足这些应用的需求。

伪首部只有在计算校验和时才出现，不向下传送也不向上递交。

１７：封装UDP报文的IP数据报首部协议字段是１７.

UDP长度：

１、填上伪首部

２、全０填充到检验和字段

３、全０　填充到数据部分（UDP数据报要看成许多４B的字串接起来）

４、伪首部＋首部＋数据部分采用二进制反码求和

５、把和求反码填入校验和字段

６、去掉伪首部，发送

１、填上伪首部

２、伪首部＋首部＋数据部分采用二进制反码求和

３、结果全为１则无差错，否则丢弃数据报／交给应用层附上出差错的警告。

此字节和伪首部一样，是不发送的。

１、TCP准备发送的数据；

２、TCP已发送但尚未收到确认的数据。

１、按序到达但尚未被接收应用程序读取的数据；

２、不按序到达的数据。

流入到进程或从进程流出的字节序列

一报文段的序号字段值是301, 而携带的数据共有lOOB, 表明本报文段的数据的最后一个字段的序号是400，因此下一个报文段的数据号应从401开始。

B正确收到了A发送过来的一个报文段，其序号字段是501，而数据长度是 200B（序 号501~700)， 这表明 B正确收到了A发送的到序号700 为止的数据。

因此B期望收到A的下一个数据序号是701, 于是B在发送给A的确认报文段中把确认号置为701。

当SYN= 1, ACK = 0时， 表明这是一个连接请求报文， 对方若同意建立连接， 则在响应报文中使用 SYN = 1, ACK = 1。
即 SYN = 1表示这是一个连接请求或连接接收报文。

假设确认号是701, 窗口字段是 1000。 这表明， 从701号算起， 发送此报文段的 一方还有接收 1000B 数据（字节序号为701~1700) 的接收缓存空间。

报文段中不含应用层数据。其首部中的SYN标志位被置为1。

另外，客户机会随机选择一个起始序号seq=x （连接请求报文不携带数据， 但要消耗一个序号）。

在确认报文段中，SYN和ACK位都被置为1,确认号字段的值为x+l，并且服务器随机产生起始序号seq=y
（确认报文不携带数据，但也要消耗一个序号）。

这个报文段的ACK标志位被置1, 序号字段为x+I, 确认号字段ack= y + I。

该报文段可以携带数据， 若不携带数据则不消耗序号。

该报文段地FIN标志位FIN＝１，seq=u, u等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1 (FIN报文段即使不携带数据，也要消耗一个序号）。

TCP是全双工的， 即可以想象为一条TCP连接上有两条数据通路。 发送FIN报文时， 发送FIN的一端不能再发送数据，即关闭了其中一条数据通路， 但对方还可以发送数据。

确认号是ack = u + 1, 而这个报文段自己的序号是v,等千它前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。

此时，从客户机到服务器这个方向的连接就释放了，TCP连接处千半关闭状态。

但服务器若发送数据， 客户机仍要接收，即从服务器到客户机这个方向的连接并未关闭。

在确认报文段中，ACK 字段被置为1, 确认号ack = w + 1, 序号seq=u + 1。

此时TCP连接还未释放， 必须经过时间等待计时器设置的时间2MSL（最长报文段寿命）后， A才进入连接关闭状态。

假设A和B之间建立了一条TCP连接，A的发送缓存区中共有10B，序号从0开始标号，第一个报文包含0~2个字节。那么此个TCP报文段的序号字段为0，第二个报文段的序号是3。

例如

由于网路层路由变化很大，为了准确的计算重传时间，TCP采用的是自适应算法。

记录一个报文段发出的时间，以及收到相应确认的时间，这两个时间之差称为报文段的往返时间

TCP保留了RTT 的一个加权平均往返时间RTTs, 它会随新测量RTT样本值的变化而变化。

超时计时器设置的超时重传时间(Retransmission Time-Out , RTO)应略大千 RTTs, 但也不能大太多， 否则当报文段丢失时，TCP不能很快重传， 导致数据传输时延大 。

每当比期望序号大的失序报文段到达时，发送一个冗余ACK，指明下一个期待字节的序号。

TCP规定每当比期望序号大的失序报文段到达时，就发送一个冗余ACK, 指明下一个期待字节的序号[RFC 1122, RFC 2581]。

TCP规定当发送方收到对同一个报文段的3个冗余ACK时， 就可以认为跟在这个被 确认报文段之后的报文段已经丢失。

网络的负载是否超过了现有网络所能承受的范围。

收方根据目前接收缓存大小所许诺的最新窗口值， 反映接收方的容量。

由接收方根据其放在 TCP 报文的首部的窗口字段通知发送方。

发送方根据自己估算的网络拥塞程度而设置的窗口值， 反映网络的当前容量。

只要网络未出现拥塞， 拥塞窗口就再增大一些，以便把更多的分组发送出去。

只要网络出现拥塞， 拥塞窗口就减小一些，以减少注入网络的分组数。

发送窗口的上限值＝ min[rwnd, cwnd]

接收方总有足够大的缓存空间， 因而发送窗口大小由网络的拥塞程度决定，也就是说可以将发送窗口等同于拥塞窗口。

在 TCP 刚刚连接好并开始发送 TCP 报文段时，先令拥塞窗口 cwnd = 1，即报文段的指数。即一个最大报文段长度MSS。

每收到一个对新报文段的确认后，将 cwnd 加1, 即增大一个MSS。

使用慢开始算法后，每经过一个传输轮次（即往返时延 RTT)，拥塞窗口 cwnd 就会加倍，即cwnd的大小指数式增长。

慢开始一直把拥塞窗口cwnd增加到一个规定的慢开始阈值ssthresh,然后改用拥塞避免算法。

指发送了一批报文段并收到它们的确认的时间（即往返时延）

A 向 B 发送数据，发送时 A 的拥塞窗口为 2,经过一个 RTT 后（也称一个传输轮次），A 收到 B 对刚才两个报文的确认，于是把拥塞窗口调整为4。

发送端的拥塞窗口 cwnd 每经过一个往返时延 RTT就增加 个 MSS的大小，而不是加倍。使 cwnd按线性规律缓慢增长（即加法增大）。

当出现一次超时（网络拥塞）时，令慢开始阈值sstresh等于当前cwnd的一半（即乘法减少）。

• 当cwnd< ssthresh时，使用慢开始算法。 • 当cwnd> ssthresh时，停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法。 • 当cwnd= ssthresh时，既可使用慢开始算法，又可使用拥塞避免算法（通常做法）。

网络出现拥塞时，无论是在 慢开始阶段还是在拥塞避免阶段，只要发送方检测到超时事件的发生（未按时收到确认， 重传计时器超时）， 就要把慢开始门限 ssthresh 设置为出现拥塞时的发送方的 cwnd 值的 半（但不能小于 2)。

然后把拥塞窗口 cwnd 重新设置为1,执行慢开始算法。这样做的目的是迅速减少主机发送到网络中的分组数，使得发生拥塞的路由器有足够时间把队列中积压的分组处理完。

1> 初始时，拥塞窗口置为1， 即cwnd= 1, 慢开始门限置为16 , 即 ssthresh = 16。 慢开始阶段，cwnd的初值为1 , 以后发送方每收到一个确认ACK,cwnd值加1 , 也即经过每个传 输轮次(RTT) , cwnd呈指数规律增长。
2> 拥塞窗口cwnd增长到慢开始门限ssthresh时（即当cwnd= 16 时），就改用拥塞避免算法， cwnd按线性规律加性增长。
3> 假定cwnd = 24时网络发生拥塞，更新ssthresh的值为12（即变为超时时cwnd值24的一半），cwnd重置1, 并执行慢开始算法，cwnd=12时， 改为拥塞避免算法。

TCP可靠传输机制中， 快重传技术使用了冗余ACK来检测丢包的发生。

同样， 冗余ACK也用千网络拥塞的检测 （丢了包当然意味着网络可能出现了拥塞）。

快重传并非取消重传计时器， 而是在某些情况下可更早地重传丢失的报文段。

当发送方连续收到三个重复的ACK报文时， 直接重传对方尚未收到的报文段， 而不必等待那个报文段设置的重传计时器超时。

发送端收到连续三个冗余ACK（即重复确认）时， 执行 “乘法减小” 算法，把慢开始门限ssthresh设置为出现拥塞时发送方cwnd的一半。

把cwnd的值设置为慢开始门限ssthresh改变后的数值，然后开始执行拥塞避免算法(“加法增大”)， 使拥塞窗口缓慢地线性增大。

经常进行 P2P 下载还会对硬盘造成较大的损伤。

据某互联网调研机构统计， 当前 P2P 程序已占互联网 50%~90％的流量，使网络变得非常拥塞，
因此各大 ISP （互联网服务提供商，如电信、 网通等）通常都对 P2P 应用持反对态度。

1、标号com是顶级域名

2、标号 cskaoyan 是二级域名

3、标号 WWW是三级域名

当自己不能进行域名到 IP 地址的转换时，能够知道到什么地方去找其他域名服务器。

根域名服务器是最高层次的域名服务器，所有的根域名服务器都知道所有的顶级域名服务器 的 IP 地址。

根域名服务器也是最重要的域名服务器，不管是哪个本地域名服务器，若要对因特网 上任何一个域名进行解析，只要自己无法解析，就首先要求助千根域名服务器。

因特网上有13个根域名服务器

在本地电脑需要填写DNS地址， 这个地址就是本地DNS（域名服务器） 的地址。

1、主机向本地域名服务器的查询采用的是递归查询

2、本地域名服务器向根域名服务器的查询采用迭代查询

RFC 822规定了邮件的首部格式

邮件的主体部分则让用户自由撰写。

邮件内容的首部包含一些首部行， 每个首部行由一个关键字后跟冒号再后跟值组成。

有些关键字是必需的， 有些则是可选的。 最重要的关键字是To．和 Subject:。

To 是必需的关键字，后面填入一个或多个收件人的电子邮件地址。

Subject是可选关键字，是邮件的主题，反映了邮件的主要内容。

它通常由邮件系统自动填入。

SMTP 不使用中间邮件服务器。

SMTP 不使用中间邮件服务器。

TCP 连接总是在发送方和接收方这两个邮件服务器之间直接 建立， 而不管它们相隔多远。

接收方的邮件服务器因故障暂时不能建立连接时， 发送方的邮件服务器只能等待一段时间后再次尝试连接。

如MAIL FROM: < hoopdog@hust.edu.cn>。

每发送一个RCPT命令，都应有相应的信息从SMTP服务器返回，如2500K 或550 No such user here（无此用户）。

正常情况下， SMTP服务器回复信息是 354Start mail input; end with < CRLF>.<CRLF>。＜CRLF>表示 回车换行。

RCPT命令的作用是，先弄清接收方系统是否己做好接收邮件的准备，然后才发送邮件， 以便不至千发送了很长的邮件后才知道地址错误，进而避免浪费通信资源。

在 “下载并保留 ” 方式下，用户从邮件服务器上读取邮 件后，邮件依然会保存在邮件服务器上，用户可再次从服务器上读取该邮件；

而使用 “下载并删除“方式时，邮件一旦被读取，就从邮件服务器上删除，用户不能再次从服务器上读取。

可以只读取一个报文的首部，或一个多部分 MIME报文的一部分。

这非常适用千低带宽的情况， 用户 可能并不想取回邮箱中的所有邮件，尤其是包含很多音频 或视频的大邮件。