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CIDR地址块中还有三个特殊的地址块 a. 前缀 n 32 , 即32位IP地址都是前缀, 没有主机号, 这其实就是一个IP地址, 用于主机路由 b. 前缀 n 31 , 这个地址块中有两个IP地址, 主机号分别为0/1 , 这个地址块用于点对点链路 c. 前缀 n 0 , 用于默认路由使用二叉线索树查找转发….1
CIDR地址块中还有三个特殊的地址块 a. 前缀 n 32 , 即32位IP地址都是前缀, 没有主机号, 这其实就是一个IP地址, 用于主机路由 b. 前缀 n 31 , 这个地址块中有两个IP地址, 主机号分别为0/1 , 这个地址块用于点对点链路 c. 前缀 n 0 , 用于默认路由使用二叉线索树查找转发表 为进行更有效的查找通常把无分类编址的转发表存放在一种层次的数据结构中然后自上而下地按层次进行查找这里最常使用的即为二叉线索(binary trie).
一般用唯一前缀来构造二叉线索 , 每个叶节点代表一个IP地址, 其内包含完整IP地址 , 前缀 , 子网掩码
唯一前缀是指在表中所有的IP地址中该前缀是唯一的。 规则先检查IP地址的第一位如为0则第一层的节点就在根节点的左下方如为1则在右下方。然后再检查地址的第二位构造出第二层的节点。依此类推直到唯一前缀的最后一位。每个叶节点代表一个唯一前缀。
此外, 即使找到唯一前缀匹配的叶子结点, 还需要将 “目的IP地址” 的 与 “叶子节点” 中的 “子网掩码” 相与, 如果结果等于 “叶子节点” 中的IP地址, 则可以转发. 因为归根到底这个唯一前缀 和 CIDR前缀不是一个东西.
.2 ICMP 其中源抑制报文/地址模请求报文 已经不再使用 Traceroute 是 ICMP 的另一个应用用来跟踪一个分组从源点到终点的路径。有2种实现方案基于UDP实现和基于ICMP实现。
基于UDP实现traceroute工作原理
源主机向目的主机发送一连串的 IP 数据报UDP报文。第一个数据报 P1 的生存时间 TTL 设置为 1当 P1 到达路径上的第一个路由器 R1 时R1 收下它并把 TTL 减 1此时 TTL 等于 0R1 就把 P1 丢弃并向源主机发送一个 ICMP 时间超过差错报告报文源主机接着发送第二个数据报 P2并把 TTL 设置为 2。P2 先到达 R1R1 收下后把 TTL 减 1 再转发给 R2R2 收下后也把 TTL 减 1由于此时 TTL 等于 0R2 就丢弃 P2并向源主机发送一个 ICMP 时间超过差错报文。不断执行这样的步骤直到最后一个数据报刚刚到达目的主机主机不转发数据报也不把 TTL 值减 1。但是因为数据报封装的是无法交付的 UDP因此目的主机要向源主机发送 ICMP 终点不可达差错报告报文。之后源主机知道了到达目的主机所经过的路由器 IP 地址以及到达每个路由器的往返时间。
.1 UDP与TCP
IP中的检验和只检验IP数据报的首部, 但UDP的检验和检验 伪首部 首部 数据TCP的交互单位是数据块, 但仍说TCP是面向字节流的, 因为TCP仅把应用层传下来的数据看成无结构的字节流, 根据当时的网络环境组装成大小不一的报文段.10秒内有1秒用于发送端发送数据, 信道利用率就是10%TCP报文段由首部和数据部分组成, 紧急位URG的作用就是将紧急指针所指示的数据放到数据部分的最前面发送方的发送窗口受接收方的窗口字段 拥塞窗口cwnd共同决定, 取二者的更小值.TCP为每个连接设有一个持续计时器(Persistence Timer)用以打破死锁. 只要有一方收到零窗口通知, 就启动PT, 当PT时间到了以后就发送一个零窗口探测报文, 对方就回复当前的rwnd. 如果窗口仍为0就重设PT时间; 不为0就可以传送了, 这样就打破了死锁TCP的报文段的发送时机 a. 缓存中的数据达到MSS字节时, 就组装成TCP报文发送出去 b. 每次计时器期限到了就自动发送(但不能超过MSS字节) c. 由发送方的进程指明要发送的报文段, 每次发送采用推push操作 d. nagle算法: 第一轮中, 先发送缓存中的第一个字节, 然后等待对第一个字节的确认再开始第二轮. 以后的每一轮都 将缓存中的数据一次发完(但不能超过MSS字节), 然后等待确认开始下一轮. 同时, 为了提升效率, 只要缓存中数据达到发送窗口的一半或MSS时 , 就不同等待上一轮的确认, 直接发送.快重传中, 禁止使用捎带确认, 对每个收到的报文立即确认. 若收到1, 2, 4号报文, 则持续发送2号的确认报文, 连续发送三次后, 发送方就会对3号报文启动快重传路由器的队列通常采用FIFO, 但由于队列长度有限, 队列满了以后再收到的报文段会全部丢弃, 这就是尾部丢弃策略.尾部 丢弃策略会导致一连串分组的丢失, 应采用主动队列管理AQM, 即当队列长度达到某一警示值时, 便按某种算法丢弃个别报文段.TCP中新增了一个概念RTTS(smoothed). 第一次测量到RTT 样本时RTTS值就取为所测量到的RTT样本值。 以后每测量到一个新的RTT 样本就按下式重新 计算一次RTTS 式中0 α1, 当α越接近1, RTTS值受新的RTT样本影响较大, RTTS值更新较快. 推荐值为0.125TCP中新增了一个概念RTTD(Deviation). 是RTT的偏差的加权平均值 第一次测量到RTT样本时, RTTD值就取为所测量到的RTT样本值的一半 以后每测量到一个新的RTT 样本就按下式重新 计算一次RTTD : 推荐值为0.25TCP中新增了一个概念RTO(Retransmission Time-Out) , 超时计时器中设置的就是RTO, RTO应略大于RTTS, 按照下式计算: karn算法 : 计算RTTS时, 只要报文段重传了 , 就不采用其RTT样本进行计算, 以避免不准确RTT样本的影响. 但如果网络拥塞, 所有报文段都是重传的, 而依据karn算法RTO竟然不进行更新, 这显然不合理 改进为 : 每重传一次, 就把RTO设为原来的一倍, 直到不发生重传时, 才采用公式计算RTO.
2.1 DNS系统
域名由点和标号(label)组成, 点分割的即是标号每个标号不超过63个字符,总计不超过255个字符, 并且不区分大小写顶级域名TLD(Top Level Domain)分为三类, 国家顶级域名nTLD, 通用顶级域名gTLD, 基础结构域名ID(Infrastructure Domain). 基础结构域名只有一个即 arpa. 用于反向域名解析, 因此被称为反向域名2011年开始, 顶级域名TLD新增了一类新通用顶级域名(New gTLD)域名服务器管辖范围或有权限的以区 (zone) 为单位, 而非域(domain)。各单位根据具体情况来划分自己管辖范围的区, 但在一个区中的所有节点必须是能够连通的。管辖一个区的服务器就是权限域名服务器, 后有详细叙述 实际上也很好理解, 例如对于一个com顶级域名, 其下辖的二级域名可能以亿单位, 这时我们当然不可能用一台com顶级域名服务器就全部管辖. 区≤域 域名服务器可以划分为四种类型: 根/顶级/权限/本地域名服务器. 其中根域名服务器知道所有顶级域名服务器的域名和ip, 即根域名服务器可以解析所有com/org等顶级域名. 根域名服务器一共有13台(A~M), 每台又由许多物理节点组成, 这些物理节点会分布在世界各地. 每台根域名服务器的IP地址和域名都是不同的, 但同一台内的所有物理节点的IP地址都是相同的, 因此采用了任播(anycast)技术后, 会自动寻找IP地址相同, 但距离最近的物理节点.每台域名服务器都会有一些分布式备份, 其中只能在主域名服务器中进行数据更改, 辅助域名服务器是备份.每台域名服务器都启用了高速缓存主机中也启用了高速缓存, 例如在开机后自动从本地域名服务器下载全部数据
.2 HTTP协议
n个文档的传输时间为 : n X (2RTT 文本传输时间), 因此HTTP1.1版本后使用了持续连接(Persistent Connection). 持续连接又分为非流水线方式(Without Pipelining)和流水线方式(With Pipelining). 非流水方式指的是, 客户端必须要收到上一个请求的响应后, 才能发出下一个请求. 相比非持续连接, n个文档传输能省去 n-1 个建立TCP连接的RTT. n个文档的传输时间为 : (RTT nRTT n X 文本传输时间),流水方式中, 由于没有限制请求必须在响应之后发送, 因此文档传输的时间不定.最好的情况下, 客户端一次性发送完所有请求, 传输时间为2RTT n X 文本传输时间HTTP1.1 版本的一个缺点是, 即使客户端可以一次性发送多个请求, 但服务器只能按照请求的顺序逐一回复, 如果某一请求耗时特别长, 就会阻塞后面的请求 HTTP2 版本中, 服务器可以并行发回所有响应, 而不必按序.HTTP2 版本中, 把所有报文划分为二进制编码的帧
.3 文件传送协议
基于TCP的文件传输协议FTP(File Transfer Protocol)和基于UDP的简单文件传输协议TFTP(Trivial)共同的特点是: 任何操作都要先获得一个本地副本文件, 任何修改都要先在副本文件上进行. 举个例子, A想要在B的某个文件最后新增一个字母, 则必须先要将文件传输到A, A完成修改后再回传覆盖.
.3.1 TFTP
TFTP主要有以下特点
传输数据块大小为512字节。只支持读取和写入两种操作。没有用户身份验证、加密和完整性校验功能。使用UDP作为传输层协议不保证可靠性默认使用69号端口。
TFTP的工作过程很像停止等待协议发送完一个文件块后就等待对方的确认确认时应指明所确认的块号。 发送完数据后在规定时间内收不到确认就要重发数据PDU发送确认PDU的一方在规定时间内收不到下一个文件块也要重发确认PDU。这样保证文件的传送不致因某一个数据报的丢失而告失败。
.4 P2P
在BT中, 使用最稀有的优先(rarest first) 技术优先请求最稀有的文件块, 避免之后收集不到在BT中, 还运用了对等传输的思想. 如果A以最高速率向B发送文件, B 也会将A的优先级设为最高.
