x25协议.docx
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x25协议
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x,25协议
篇一：
x.25层次
网络层是osi参考模型中的第三层，介于运输层和数据链路层之间，它在数据链路层提供的两个相邻端点之间的数据帧的传送功能上，进一步管理网络中的数据通信，将数据设法从源端经过若直干个中间节点传送到目的端，从而向运输层提供最基本的端到端的数据传送服务。
主要内容有：
虚电路分组交换和数据报分组交换、路由选择算法、阻塞控制方法、x.25协议、综合业务数据网（isdn）、异步传输模式（atm）及网际互连原理与实现。
目录功能目的路由选择及其算法阻塞控制
x.25协议
isdn和atm网络层协议
展开编辑本段功能目的
网络层的目的是实现两个端系统之间的数据透明传送，具体功能包括寻址和路由选择、连接的建立、保持和终止等。
它提供的服务使运输层不需要了解网络中的数据传输和交换技术。
为了说明网络层
网络层
的功能，如图4.1所示的交换网络拓扑结构，它是由若干个网络节点按照任意的拓扑结构相互连接而成的。
网络层关系到通信子网的运行控制，体现了网络应用环境中资源子网访问通信子网的方式。
网络层从物理上来讲一般分布地域宽广，从逻辑上来讲功能复杂，因此是osi模型中面向数据通信的下三层（也即通信子网）中最为复杂也最关键的一层。
编辑本段路由选择及其算法
通信子网络源节点和目的节点提供了多条传输路径的可能性。
网络节点在收到一个分组
网络层
后，要确定向下一节点传送的路径，这就是路由选择。
在数据报方式中网络节点要为每个分组路由做出选择；而在虚电路方式中，只需在连接建立时确定路由。
确定路由选择的策略称路由算法。
设计路由算法时要考虑诸多技术要素。
首先是路由算法所基于的性能指标，一种是选择最短路由，一种是选择最优路由；其次要考虑通信子网是采用虚电路还是数据报方式；其三，是采用分布式路由算法，即每节点均为到达的分组选择下一步的路由，还是采用集中式路由算法，即由中央点或始发节点来决定整个路由；其四，要考虑关于网络拓扑，流量和延迟等网络信息的来源；最后，确定是采用动态路由选择策略，还是选择静态路由选择策略。
1、静态路由选择策略
静态路由选择策略不用测量也无须利用网络信息，这种策略按某种固定规则进行路由选择。
其中还可分为泛射路由选择、固定路由选择和随机路由选择三种算法。
网络层
（１）泛射路由选择法：
这是一种最简单的路由算法。
一个网络节点从某条线路收到一个分组后，再向除该条线路外的所有线路重复发送收到的分组。
结果，最先到达目的节点的一个或若干个分组肯定经过了最短的路线，而且所有可能的路径都被同时尝试过。
这种方法可用于诸如军事网络等强壮性要求很高的场合，即使有的网络节点遭到破坏，只要源、目间有一条信道存在则泛射路由选择仍能保证数据的可靠传送。
另外，这种方法也可用于将一条分组从数据源传送到所有其它节点的广播式数据交换中，它还可用来进行网络的最短传输延迟的测试。
（２）固定路由选择：
这是一种使用较多的简单算法。
每个网络节点存储一张表格，表格中每一项记录对应着某个目的节点或链路。
当一个分组到达某节点时，该节点只要根据分组的地址信息便人固定的路由表中查出对应的目的节点及所应选择的下一节点。
固定路由选择法的优点是简便易行，在负载稳定，拓扑结构变化不大的网络中运行效果很好。
它的缺点是灵活性差，无法应付网络中发生的阻塞和故障。
（３）随机路由选择：
在这种方法中，收到分组的节点，在所有与之相邻的节点中为分组随机选择一个出路节点。
方法虽然简单，也较可靠，但实际路由不是最佳路由，增加了不必要的负担，而且分组传输延迟也不可预测，故此法应用不广。
2、动态路由选择策略
节点路由选择要依靠网络当前的状态信息来决定的策略称动态路由选择策略，这种策略能较好地适应网络流量、拓扑结构的变化，有利于改善网络的性能。
但由于算法复杂，会增加网络的负担，有时会因反应太快引起振荡或反应太慢不起作用。
独立路由选择、集中路由选择和分布路由选择是三种动态路由选择策略的具体算法。
网络层
（１）独立路由选择：
在这类路由算法中，节点仅根据自己搜到的有关信息作出路由选择的决定，与其它节点不交换路由选择信息，虽然不能正确确定距离本节点较远的路由选择，但还是能较好地适应网络流量和拓扑结构的变化。
一种简单的独立路由选择算法是Ｂaran在1964年提出的热土豆（ＨotＰotato）算法。
当一个分组到来时，节点必须尽快脱手，将其放入输出列最短的方向上排队，而不管该方向通向何方。
（２）集中路由选择：
集中路由选择也象固定路由选择一样，在每个节点上存储一张路由表。
不同的是，固定路由选择算法中的节点路由表由手工制作，而在集中路由选择算法中的节点路由表由路由控制中心Rcc（ＲoutingＣontrolＣenter）定时根据网络状态计算、生成并分送各相应节点。
由于Rcc利用了整个网络的信息，所以得到的路由选择是完美的，同时也减轻了各节点计算路由选择的负担。
（３）分布路由选择：
采用分布路由选择算法的网络，所有节点定其地与其每个相邻节点交换路由选择信息。
每个节点均存储一张以网络中其它每个节点为索引的路由选择表，网络中每个节点占用表中一项，每一项又分为两个部分，即所希望使用的到目的节点的输出线路和估计到目的节点所需要的延迟或距离。
度量标准可以是毫秒或链路段数、等待的分组数、剩余
的线路和容量等。
对于延迟，节点可以直接发送一个特殊的称作“回声”（echo）的分组，接收该分组的节点将其加上时间标记后尽快送回，这样便可测出延迟。
有了以上信息，节点可由此确定路由选择。
编辑本段阻塞控制
阻塞现象是指到达通信子网中某一部分的分组数量过多，使得该部分网络来不及处理，以致引起这部分乃至整个网络性能下降的现象，严重时甚至会导致网络通信业务陷入停顿，即出现死锁现象。
这种现象跟公路网中通常所见的交通拥挤一样，当节假日公路网中车辆大量增加时，各种走向的车流
网络层
相互干扰，使每辆车到达目的地的时间都相对增加（即延迟增加），甚至有时在某段公路上车辆因堵塞而无法开动（局部死锁）。
通信子网吞吐量和通信子网负荷之间一般有如图4.3所示的关系。
当通信子网负荷（即通信子网正在传输的分组数）比较小时，网络的吞吐量（单位为分组数/秒）随网络负荷（可用每个节点中分组的平均数表示）的增加而线性增加。
当网络负荷增加到某一值后，若网络吞吐量反而下降，则表征网络中出现了阻塞现象。
在一个出现阻塞现象的网络中，到达一个节点的分组将会遇到无缓冲区可用的情况，从而使帝些分组不得不由前一节点重传，或者需要由源节点或源端系统重传。
当阻塞比较严重时，通信子网中相当多的传输能力和节点缓冲器都用于这种无谓的重传，从而使通信子网的有效吞吐量下降，由此导致恶性循环，使通信子网的局部甚至全部处于死锁状态，网络有效吞吐量接近为零。
在理想的情况下，整个网络的利用率为100％，但为了使网络在高负荷上能稳定运行，应控制网络节点的队列长度，以避免由于队列无限增长而产生通信量的崩溃。
有控制的网络可以以接近于理想吞吐的状态稳定运行。
阻塞控制方法
（１）缓冲区预分配法：
这种方法用于采用虚电路的分组交换网。
在建立虚电路时，让呼叫请求分组途经的节点为虚电路预先分配一个或多个数据缓冲区。
若某个节点缓冲器已被占满，则呼叫请求分组另择路由，或者返回一个“忙”信号给呼叫者。
这样，通过途经的各节点为每条虚电路开设的永久性缓冲区（直到虚电路拆除），就总能有空间来接纳并转送经过的分组。
当节点收到一个分组并将它转发出去之后，该节点向发送节点返回一个确认信息，该确认一方面意味
着接收节点已正确收到分组，另一方面告诉发送节点，该节点已空出缓冲区以备接收下一分组。
上面是“停－等”协议下的情况，若节点之间的协议允许多个未处理的分组存在，则为了完全消除阻塞的可能性，每个节点要为每条虚电路保留等价于窗口大小数量的缓冲区。
这种方法不管有没有通信量，都有可观的资源（线路容量或存储空间）被某个连接永久地占有。
由于为每条连接分配了专用资源因此不可能有效地利用网络资源。
此时的分组交换跟电路交换很相似。
（２）分组丢弃法：
这种方法不用预先保留缓冲区，而在缓冲区占满时，将到来的分组丢弃。
若通信子网提供的是数据报服务，则用分组丢弃法来防止阻塞发生不会引起大的影响。
但若通信子网提供的是虚电路服务，则必须在某处保存被丢弃分组的拷贝，以便阻塞解决后能重新传送。
有两种解决被丢弃分组重发的方法，一种是让发送被丢弃的节点超时，并重新发送分组直至分组被收到；另一种是让发送被丢弃分组的节点在尝试一定次数后放弃发送，并迫使数据源节点超时而重新开始发送。
但是不加分辩地随意丢弃分组也不妥，因为一个包含确认信息的分组可以释放节点的缓冲区，若因节点无空余缓冲区来接收含确认信息的分组，这便使节点缓冲区失去了一次释放的机会。
解决这个问题的方法可以为每条输入链路永久地保留一块缓冲区，心用于接纳并检测所有进入的分组，对于捎带确认信息的分组，在利用了所捎带的确认释放了一个缓冲区后，再将该分组丢弃或将该捎带好消息的分组保存在刚空出的缓冲区中。
（３）定额控制法：
这种方法直接对通信子网中分组的数量进行严格、精确的限制，以防止阻塞的发生。
从图4.3网络吞吐量与负荷的关系曲线中可看出，为避免阻塞，可将通信子网中正在传输的分组数保持在某一负荷值lc以下。
因此，可以设计在通信子网中存在lc个称“许可证”的特殊信息，这些许可证中的一部分在通信子网开始工作之前预先以某种策略分配给各个源节点，另一部分则在子网开始工作后在网中四处环游。
当源节点要发送一个刚从源端系统送来的分组时，它必须首先拥有这种许可证，并且每发送一个分组要注销一张许可证。
而在目的节点方，则每收到一个分组并将其递交给目的端系统后，便生成一张许可证。
这样，便保证了子网中分组数量不会超过许可证的数量。
网络层
死锁及其防止
阻塞的极端后果是死锁。
死锁是网络中容易发生的故障之一，即使在网络负荷不很重时也会发生。
死锁发生时，一组节点由于没有空闲缓冲区而无法接收和转发分组，节点之间相互等待，即不能接收分组也不能转发分组，并永久保持这一状态，严重的甚至导致整个网络的瘫痪。
此时，只能靠人工干预，重新启动网
篇二：
x.500协议
x.500
x.500是一个将局部目录服务连接起来，构成全球分布式的目录服务系统的协议。
x.500组织起来的数据就象一个很全的电话号码簿，或者说一个x.500系统象是一个分门别类的图书馆。
而某一机构建立和维护的目录数据库只是全球目录数据库的一部分。
目录
1简介
2x.500协议
3x.500的目录结构
4x.500的特征1简介
x.500基本上是用来查询有关人员的信息（如邮政地址、电话号码、电子邮件地址等）的一种服务。
可以检索的字段有：
姓名（x,25协议）、人员所在机构名、所在机构的部门名称以及国家名称。
2x.500协议
在x.500协议中，本地的x.500客户程序又叫名录用户代理（dua）。
得到x.500客户程序最简便的方法是通过Ftp从公共软件库中获得，所获得的x.500客户程序一般都基于三种方式：
基于命令行的用户界面；基于菜单驱动的用户界面；基于x-windows系统的用户界面。
其中命令行用户界面的注册名为：
de、dish、fred；
菜单驱动用户界面的注册名为：
sd（以前为：
widget）；
x-windows系统用户界面的注册名为：
xdi、xlookup（xlu）、pool。
这些名录用户代理程序所提供的功能也不一样，有的只提供基本查询功能，有的则支持全部x.500的功能。
3x.500的目录结构
在x.500目录结构中，客户机查询并接收来自服务器目录服务中的一台或多台服务器上的响应
目录访问协议（dap）控制服务器和客户机之间的通信。
目录系统代理（dsa：
directorysystemagent）是指一种用于存储目录信息的数据库。
该数据库采用分层格式，提供快速而高效的搜索功能。
dsa与目录信息树（dit：
directoryinformationtree）相连接。
目录用户代理（dua：
directoryuseragent）是用于访问一个或多个dsa的用户接口程序。
dua包括whois，查找器（finger）以及提供图形用户界面的相关程序等。
目录系统协议（dsp：
directorysystemprotocol）主要控制两个或多个目录系统代理间、目录用户代理和目录系统代理间的交互操作。
具体实现过程是：
终端用户在不知道某特定信息的具体位置的情况下，就可以访问目录中的信息。
4x.500的特征
x.500主要具备以下特征
1.分散维护（decentralizedmaintenance）：
运行x.500的每个站点只负责其本地目录部分，所以可以立即进行更新和维护操作。
2.强大的搜索性能：
x.500提供强大的搜索功能，支持用户建立的任意复杂查询。
3.单一全局命名空间（singleglobalnamespace）：
类似于dns，x.500为用户提供单一相同命名空间（singlehomogeneousnamespace）。
与dns相比，x.500的命名空间更灵活且易于扩展。
4.结构化信息结构（structuredinformationFramework）：
x.500目录中定义了信息结构，允许本地扩展。
5.基于标准的目录服务（standards-baseddirectoryservice）：
由于x.500可以被用于建立一个基于标准的目录，那么在某种意义上，请求应用目录信息（电子邮件、资源自动分配器、特定目录工具）的应用程序就能访问重要且有价值的信息。
由于x.500的实施太过于复杂而受到批评。
为解决这个问题，密歇根州（michigan）大学推出了一种较为简单的基于tcp/ip的dap新版本，即轻量级目录访问协议（ldap：
lightweightdirectoryaccessprotocol），主要用于因特网。
ldap与dap具有很多类似的基本功能，另外它还能用来查询私有目录和开放x.500目录上的数据。
在过去的几年里，大多数主要的电子邮件和目录服务软件供应商都对ldap表现出了极大的兴趣，ldap已迅速发展成为因特网上事实的目录协议标准。
篇三：
数据培训基础教程——第2章x.25分组交换网技术
第二章x.25分组交换网技术
课程目标
掌握分组交换基本原理原理
熟悉分组交换网络的组织结构
掌握x.25协议的基本原理
了解目前全国分组交换网络结构
2.1分组交换基本原理
2.1.1分组交换技术的发展
分组交换技术是在计算机技术发展到一定水平，个人计算机普及到一定程度的基础上，为满足人们除了打电话通过话音进行直接沟通外，更希望通过计算机和终端实现计算机与计算机之间的通信，通过网络来共享资源的要求，在传输线路质量不高、网络技术手段还较单一的情况下，应运而生的一种交换技术。
分组交换的概念最早是在1964年提出的，当时是为了建立安全的军事通信系统而作的研究，但并未能实现这种交换技术，只是有了这样一个概念。
随着计算机的普及，人们不再满足于单个计算机的应用和操作，希望多台计算机联网来共享资源和通信，即通过广域计算机网来连接分时计算机系统。
1966年6月在英国国家物理实验室（npl）工作的daviesd．提出了“分组（packet）”这一术语，随后公开发表了关于分组交换的建议，并实现了具有单一分组交换节点的局部网。
将多个节点的小型计算机互连的aRpanet在1967年6月发布，至1969年11月，具有4个节点的aRpanet已有效地运行，并且很快地扩展，至1971年4月支持23个主计算机，1974年6月支持62个主机，1977年3月支持111个主机。
aepanet的一个重要特性是完全分布式，对每个分组采用基于最小时延的动态选路算法，并考虑到链路的利用率和队列长度。
aRpanet的成功运行，表明动态分配和分组交换技术可以有效地用于数据通信。
aRpanet的成功，促进了分组交换进入公用数据网，形成分组交换公用数据网
1
（pspdn：
packetswitchedpublicdatanetwork）。
1976年3月著名的ccitt的x.25建议推出，使分组交换网的接口标准化，随后又陆续制订了其他有关的建议，如x.28，x.29，x.75等。
1975年8月美国的telenet分组交换网投入运营，这是第一个公用的分组交换网，它从开始的7个互连的节点增加到了187个节点，为美国156个城市服务，并与14个国家互连。
此后相继出现了加拿大的datapac、法国的tRanspac、英国的epss、中国的chinapac等分组交换网，随着这些公用分组网的运行，分组交换技术得到广泛的应用和发展。
2.1.2分组交换原理
分组交换网的基本原理主要包括传输资源的分配方法、数据的分组方法、分组的交换与传输方法，路由选择和流量控制等。
1.资源分配
分组交换适合于不同类型、不同速率的计算机与计算机、计算机与终端、终端与终端之间的通信，而多个低速的数据终端可以共同使用一条高速的线路，从而达到经济地使用通信线路。
这种方式为多路复用，从对传输资源的分配角度来看，可有两种方法：
固定分配资源法和动态分配资源法。
⑴固定分配资源法：
固定分配资源法有时分复用和频分复用两种。
时分复用就是将线路传输的时间轮流分配给每个用户，每个用户只在分配的时间里使用线路发送和接收信息；当在分配的时间里用户没有信息要传输时，也不能给其他用户使用，即这段时间只由它来独享。
频分复用就是将传输线路的频带资源分成多个子频带，分别分配给每个用户，每个用户就有了数据传输的子通道，用户使用这个子通道进行通信，当用户没有信息要传输时，也不能给其他用户使用，即这个子通道只由它来独享。
固定分配资源的方法存在着传输带宽资源不能充分利用的缺点，分给某个用户的带宽资源即使空闲也不能给其他用户使用。
⑵动态分配资源法：
为了克服固定分配资源方法存在的缺点，可以采用按需分配的方法，即当用户需要发送数据时才分配给它线路传输资源，不发送数据时不分配线路传输资源，线路的资源可以为其它用户所使用，这种方法叫做动态分配资源方法，也称作统计时分复用。
它的特点是可以充分利用线路传输资源，提高线路的利用率。
2.分组的形成
分组交换也称包交换，它是将用户传送的数据划分成一定的长度，每个部分叫做一个分组。
在每个分组的前面加上一个分组头，用以指明该分组发往何地址，然后由交换机根据每个分组的地址标志，将他们转发至目的地，这一过程称为分组交换。
进行分组2
交换的通信网称为分组交换网。
由此可见，分组交换的最小信息单元是分组，我们将要发送的信息，按照一定的长度分割成一个个分组（packet），每一个分组中包含了一个分组头，将分组传送的控制信息放在分组头中，这样就形成了分组。
分组头的长度为3个字节,用户数据的长度通常为128字节。
图2.1是分组的形成。
图2.1分组的形成
3.分组的传输和交换
分组交换就是在每个分组的前面加上一个分组头，用以指明该分组发往何地址，再将分组装配成帧的格式（加上帧头和帧尾），将分组在线路上传输，然后在网络中以“存储一转发”的方式进行传送。
到了目的地，交换机将分组头去掉，将分割的数据段按顺序装好，还原成发端的文件交给收端用户。
分组通过网络到达终点的实现方法有两种，它们是虚电路和数据报。
·虚电路方式:
就是在用户数据传送前先要通过发送呼叫请求分组建立端到端之间的虚电路；一旦虚电路建立后，属于同一呼叫的数据分组均沿着这一虚电路传送，最后通过呼叫清除分组来拆除虚电路。
虚电路不同于电路交换中的物理连接，而是逻辑连接。
虚电路并不独占线路，在一条物理线路上可以同时建立多个虚电路，也就是建立多个逻辑连接，以达到资源共享。
但是从另一方面看，虽然只是逻辑连接，毕竟也需要建立连接，因此不论是物理连接还是逻辑连接，都是面向连接（co：
connectionoriented）的方式。
虚电路有两种：
交换虚电路（sVc：
switchedVirtualcircuit）和永久虚电路（pVc：
permanentVirtualcircuit）。
前述通过用户发送呼叫请求分组来建立虚电路的方式称为sVc。
如果应用户预约，由网络运营者为之建立固定的虚电路，就不需要在呼叫时临时建立虚电路，而可直接进入数据传送阶段，称之为pVc。
·数据报方式：
不需要预先建立逻辑连接，而是按照每个分组头中的目的地址对各个分组独立进行选路。
由于不需要建立连接，称为无连接（cl：
connectionless）方式。
1984年以后的ccittx.25建议已取消了数据报方式。
3
4.路由选择
由于数据业务具有高度突发性，且统计复用传输资源，因此在运行中，网络各部分的负荷分布会有很大的波动，合理选择分组路由，不但可以迅速而可靠地把分组传送到目的地，而且可以保证现有其他数据呼叫的性能不受影响。
分组能够通过多条路径从源点到达终点是分组交换网的最重要的特征，而对传输路径的选择过程即为路由选择，这主要由交换机完成的，分组交换网的路由选择的基本原则是：
·应选择性能最佳的传送路径，通常最为重要的性能就是端到端传送时延；·应使网内业务量分布尽可能均衡，以充分提高网络资源的利用率；
·应具有故障恢复能力，当网络出现故障时，可自动选择迂回路由。
路由选择的方法有很多，例如：
扩散式路由法、查表路由法等。
采用扩散式路由法，分组从原始节点发往它的每个相邻节点，接收该分组的节点检查它是否已经收到过该分组，如果收到过，则将它抛弃，如果未收到过，则该节点便把这个分组发往除了该分组来源的那个节点之外的所有相邻的节点。
图2.2是采用扩散式路由的分组交换网的路由选择过程。
图2.2扩散式路由
4
图2.3虚电路路由表
采用查表路由法，是在每个节点中使用路由表，它指明从该节点到网络中的任何终点应当选择的路径。
分组到达节点后，按照路由表规定的路径前进。
路由表是根据网络的拓扑结构、链路容量、业务量等因素和某些准则计算建立的。
图2.3是采用路由表的虚电路呼叫的路由选择过程．
一般说来，采用虚电路方式工作的分组网只在呼叫建立时进行路由选择，在数据传送阶段只是将分组沿选定的路由传送，在分组交换节点机内部存有出入链路对照表。
如果在虚呼叫进行过程中，由于网络故障造成虚电路的某段链路中断，这时该虚呼叫通信就将中断。
为此，网络必须有虚电路重连接（reconnect）功能。
其过程是：
网络故障点的邻接点检测到问题后，分别向源节点和终节点发送清除指示分组，源节点收到清除分组后，根据其携带的清除原因和诊断码知道是重连接，就自动发起新的呼叫请求，建立一个新的替换虚电路，所有未被证实的分组将沿新的虚电路发往终节点；对于用户来说并无感觉，数据亦不会丢失，只是暂时出现数据分组传输时延增大。
图2.4是虚电路重连接的过程。
清除
原始虚电路
新连接电路
图2.4虚电路重连接过程
5.流量控制
分组交换和电路交换的一个重要不同之点在于电路交换是立即损失制，即如果路由选择时没有空闲的中继电路可供选择，该呼叫建立就告失败。
因此，只要根据预测话务量配备足够多的中继电路，就能保证呼叫不阻塞。
其流量控制只是在交换机处理机过负荷时才起作用，控制功能也较简单，主要是限制用户的发话话务量。
分组交换则不同，它是时延损失制，只要传输链路不全部阻断，路由选择总能选到一条链路，由于用户终端发送数据的时间和数量具有随机性，网络中各
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