计算机网络原理(大题知识点总结

计算机网络原理(大题知识点总结内容摘要：

了重要安全保障。 信息安全成为重要内容。 2 根据网络的发展过程，简述组网方式的变化与现代网络系统的结构特点 2简要 说明 ISO／ OSI的网络协议体系结构与 TCP/IP体系结构的不同 在分层上进行比较： OSI分七层，而 TCP/IP分四层，它们都有网络层（或称互联网层）、传输层和应用层，但其他的层并不相同； 在通信上进行比较： OSI模型的网络层同时支持无连接和面向连接的通信，但是传输层上只支持面向连接的通信； TCP/IP模型的网络层只提供无连接的服务，但在传输层上同时支持两种通信模式； OSI/RM体系结构的网络功能在各层的分配差异大 ,链路层和网络层过于繁重 ,表示层和会话层又太轻， TCP/IP则相对比较简单； OSIRM有关协议和服务定义太复杂且冗余，很难且没有必要在一个网络中全部实现。 如流量控制、差错控制、寻址在很多层重复。 TCP/IP则没什么重复； OSI的七层协议结构既复杂又不实用，但其概念清楚，体系结构理论较完整。 TCP/IP的协议现在得到了广泛的应用，但它原先并没有一个明确的体系结构。 2根据当前网络的客户 /服务器模式，简述实现 WWW信息浏览的基本原理 信息资源以网页的形式存储在 WWW服务器中，用户通过 WWW客户端浏览程序向 WWW服务器发出请求； WWW服务器根据客户端请求内容，将保存在 WWW服务器中的 Web页发送给客户端；浏览器将图、文、声并茂的 Web页画面呈现给用户。 可以通过 Web页中的链接，方便地访问位于其他 WWW服务器中的 Web页，或是其他类型的网络信息资源。 WWW服务的核心技术是：超文本标记语言、超文本传送协议、超链接。 AP设备，可以让无线终端也接入校园网。 试简述无线终端加电启动后连入校园网的工作过程。 AP，发出探询请求帧， AP发回探询响应帧，无线终端获知域中的 AP； 或： AP主动周期性地发出信标帧，无线终端接收，获知本区域中的 AP； 2. 无线终端向 AP发出认证请求帧， AP自己或通过认证服务器对无线终端身份鉴别通过后，向无线终端发回认证响应帧； AP发出关联请求帧， AP发回关联响应帧，于是，无线终端和该 AP间建立了一条无线虚拟链路；此后，无线终端通过关联的 AP与其所在网络中的 DHCP服务器进行交互获得IP地址，到此为止，因特网中的其它部分便把这个无线终端当作该 AP所在网络中的一台主机。 3简述 IPV4向 IPV6过渡的基本方案，并分析各种方案的优缺点 ①双 IP层或双协议栈，优点是它既能与 IPv6的系统通信，又能与 IPv4的系统通信；缺点是需要改造部分路由器和主机，比较复杂。 ②使用隧道技术，它是将 IPv6分组封装在 IPv4的分组里面，整个 IPv6分组变成 IPv4分组的数据部分。 优点是不需要路由器和主机的改造，实现比较容易；缺点是不能既和 IPv4的系统通信又和 IPv6的系统通信。 网络的研究成功标志着广域网技术的成熟，简述它对计算机网络理论与技术发展起到的作用 . 3 简述以太网建设的主要技术，说明用交换机构建虚拟局域网的基本原理。 3 简述网络流量拥塞控制基本算法的原理、说明滑动窗口协议的工作过程 如 果发送方把数据发送得过快，接收方可能会来不及接收，这就会造成数据的丢失。 所谓流量控制就是让发送方的发送速率不要太快，要让接收方来得及接收。 利用滑动窗口机制可以很方便地在 TCP连接上实现对发送方的流量控制。 设 A向 B发送数据。 在连接建立时， B告诉了 A：“我的接收窗口是 rwnd = 400”（这里的 rwnd表示 receiver window）。 因此，发送方的发送窗口不能超过接收方给出的接收窗口的数值。 请注意： TCP的窗口单位是字节，不是报文段。 TCP连接建立时的窗口协商过程在图中没有显示出来。 再设每一个报 文段为 100字节长，而数据报文段序号的初始值设为 ACK表示首部中的确认位 ACK，小写 ack表示确认字段的值ac 从图中可以看出， B进行了三次流量控制。 第一次把窗口减少到 rwnd = 300，第二次又减到了 rwnd=100，最后减到了 0，即不允许发送方再发送数据了。 这种使发送方暂停发送的状态将持续到主机 B重新发出一个新的窗口值为止。 B向 A发送的三个报文段都设置了 ACK=1，只有在 ACK=1时确认号字段才有意义。 TCP为每一个连接设有一个持续计时器。 只要 TCP连接的一方收到对方的零窗口通知就 启动持续计时器。 若持续计时器设置的时间到期，就发送一个零窗口探测报文段（携有 1字节的数据），那么收到这个报文段的一方就重新设置持续计时器。 TCP的拥塞控制 1. 拥塞：即对资源的需求超过了可用的资源。 若网络中许多资源同时供应不足，网络的性能就要明显变坏，整个网络的吞吐量随之负荷的增大而下降。 拥塞控制：防止过多的数据注入到网络中，这样可以使网络中的路由器或链路不致过载。 拥塞控制所要做的都有一个前提：网络能够承受现有的网络负荷。 拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的主机、路由器，以及与降低网络传输 性能有关的所有因素。 流量控制：指点对点通信量的控制，是端到端正的问题。 流量控制所要做的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。 拥塞控制代价：需要获得网络内部流量分布的信息。 在实施拥塞控制之前，还需要在结点之间交换信息和各种命令，以便选择控制的策略和实施控制。 这样就产生了额外的开销。 拥塞控制还需要将一些资源分配给各个用户单独使用，使得网络资源不能更好地实现共享。 几种拥塞控制方法 慢启动（ slowstart）、拥塞避免（ congestion avoidance） 、快速重传（ fast retransmission）和快速恢复（ fastrecover）。 慢启动和拥塞避免 发送方维持一个拥塞窗口 cwnd的状态变量。 拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态地在变化。 发送方让自己的发送窗口等于拥塞。 发送方控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就再增大一些，以便把更多的分组发送出去。 但只要网络出现拥塞，拥塞窗口就减少一些，以减少注入到网络中的分组数。 慢启动算法：当主机开始发送数据时，如果立即把大量数据字节注入到网络，那么 就有可能引起网络拥塞，因为现在并不清楚网络的负荷情况。 因此，较好的办法是先探测下，即由小到大逐渐增大发送窗口，也就说，由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。 通常在刚刚开始发送报文段时，先把拥塞窗口 cwnd设置为一个最大报文段 MSS的数值。 而在每收到一个对新的报文段的确认后，把拥塞窗口增加至多一个 MSS的数值。 用这样的方法逐步增大发送方的拥塞窗口 cwnd，可以使分组注入到网络的速率更加合理。 每经过一个传输轮次，拥塞窗口 wd就加倍。 一个传输轮次所经历的时间其实就是往返时间 RTT。 不过，“传输轮次”更加强调： 把拥塞窗口 cwnd所允许发送的报文段都连续发送出去，并收到了对已经发送的最后一个字节的确认。 另外，慢启动的“慢”并不是指 cwnd的增长速度慢，而是指在 TCP开始发送报文段时先设置 cwnd=1，使得发送方在开始时只发送一个报文段（目的是探测一下网络的拥塞情况），然后再逐渐增大 cwnd。 为了防止拥塞窗口 cwnd增长过大而引起网络拥塞，还需要设置一个慢启动门限ssthresh状态变量（如何设置 ssthresh）。 慢启动门限 ssthresh的用法如下： 当 cwnd ssthresh时 ，使用上述的慢启动算法； 当 cwnd ssthresh时，停止使用慢启动算法而改用拥塞避免算法； 当 cwnd = ssthresh时，即可使用慢启动算法，也可以使用拥塞避免算法； 拥塞避免算法：让拥塞窗口 cwnd缓慢地增大，即每经过一个往返时间 RTT就把发送方的拥塞窗口 cwnd加 1，而不是加倍。 这样拥塞窗口 cwnd按线性规律缓慢增长，比慢开始算法的拥塞窗口增长速率缓慢得多。 无论慢启动开始阶段还是在拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞（其根据就是没有收到确认），就要把慢启 动门限 ssthresh设置为出现拥塞时的发送方窗口值的一半（但不能小于 2）。 然后把拥塞窗口 cwnd重新设置为 1，执行慢启动算法。 这样做的目的就是要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毕。 如下图，用具体数值说明了上述拥塞控制的过程。 现在发送窗口的大小和拥塞窗口一样大。 1. 当 TCP连接进行初始化时，把拥塞窗口 cwnd置为 1。 前面已说过，为了便于理解，图中的窗口单位不使用字节而使用报文段的个数。 慢开始门限的初始值设置为 16 个报文段，即 cwnd = 16。 2. 在执行慢开始算法时，拥塞窗口 cwnd 的初始值为 1。 以后发送方每收到一个对新报文段的确认 ACK，就把拥塞窗口值另 1，然后开始下一轮的传输（图中横坐标为传输轮次）。 因此拥塞窗口 cwnd随着传输轮次按指数规律增长。 当拥塞窗口 cwnd增长到慢开始门限值 ssthresh时（即当 cwnd=16时），就改为执行拥塞控制算法，拥塞窗口按线性规律增长。 3. 假定拥塞窗口的数值增长到 24时，网络出现超时（这很可能就是网络发生拥塞了）。 更新后的 ssthresh值变为 12（即变 为出现超时时的拥塞窗口数值 24的一半），拥塞窗口再重新设置为 1，并执行慢开始算法。 当 cwnd=ssthresh=12时改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按线性规律增长，每经过一个往返时间增加一个 MSS的大小。 强调：“拥塞避免”并非指完全能够避免了拥塞。 利用以上的措施要完全避免网络拥塞还是不可能的。 “拥塞避免”是说在拥塞避免阶段将拥塞窗口控制为按线性规律增长，使网络比较不容易出现拥塞。 快速重传和快速恢复 如果发送方设置了超时计时器时限已到但还没有收到确认，那么很可能是网络出现了拥塞，致 使报文段在网络中的某处被丢弃。 这时， TCP马上把拥塞窗口 cwnd减少到 1，并执行慢启动算法，同时把慢启动门限值 ssthresh减半。 这是不使用快速重传的情况。 快速重传算法首先要求接收方每收到一个失序的报文段后就立即发出重复确认（为的是使发送方及早知道有报文段没有达到对方）而不要等到自己发送数据时才进行捎带确认。 接收方收到了 M1 和 M2后都分别发出了确认。 现在假定接收方没有收到 M3但接着收到了 M4。 显然，接收方不能确认 M4，因为 M4是收到的失序报文段。 根据可靠传输原理，接收方可以什么都不做，也可以 在适当时机发送一次对 M2 的确认。 但按照快重传算法的规定，接收方应及时发送对 M2的重复确认，这样做可以让发送方及早知道报文段 M3没有到达接收方。 发送方接着发送了 M5和 M6。 接收方收到这两个报文后，也还要再次发出对 M2的重复确认。 这样，发送方共收到了接收方的四个对 M2的确认，其中后三个都是重复确认。 快重传算法还规定，发送方只要一连收到三个重复确认就应当立即重传对方尚未收到的报文段 M3，而不必继续等待 M3设置的重传计时器到期。 由于发送方尽早重传未被确认的报文段，因此采用快重传后可以使整个网络吞吐量提高约 20%。 与快重传配合使用的还有快恢复算法，其过程有以下两个要点： 1. 当发送方连续收到三个重复确认，就执行“乘法减小”算法，把慢开始门限ssthresh减半。 这是为了 预防网络发生拥塞。 请注意：接下去不执行慢开始算法。 2. 由于发送方现在认为网络很可能没有发生拥塞，因此与慢开始不同之处是现在不执。