计算机网络考研辨析(后续整理入笔记)
考完研补充题目图片进来。
方老师课程还有一些细节不够到位,不影响学习,但是初期如果想得多了,会有一些迷惑,后续要把这些补进去文章里,让文章更加好。
这里做出细化,尤其是针对数字,计算,保证无误。
体系结构
OSI模型会考,相比于5层模型,在应用层和传输层之间,多了表示层和会话层。
- 高三层=资源子网
- 应用层是应用程序的所在
- 表示层用于统一不同系统之间数据格式的差异
- 会话层用于建立进程之间的通信(会话)
- 传输层,承上启下,TCP,UDP
- 低三层=通信子网
注意流量控制,在笔记里,我是把流量控制放在传输层了,但是实际上传输层,网络层,链路层都可以进行流量控制,区别在于:
- 传输层,端到端流量控制
- 网络层,整个网络
- 链路层,相邻结点之间
物理层
速率辨析
计算题型二:
注意奈氏准则,香农定理,以及波特率。
波特率(调制速率)是码元传输速率,因此实际速率=码元大小×波特率
实际上奈氏准则公式里的2W就是带宽为W前提下的波特率,反过来算波特率也别忘了码元。
交换方式辨析
三+1种交换的区别:
- 电路交换:一条路走到黑
- 报文交换:电路交换灵活版,一段路走到黑,但是可以分开几段走
- 分组交换,不仅分开几段走,数据报也要切分成分组
- 数据报交换,最基本的分组交换(注意区分报文交换≠数据报交换)
- 虚电路交换
- 流程类似电路交换,先建立连接,之后分配一个虚电路号
- 具有电路交换的顺序性,但是其他方面和分组一致,发送是很灵活的,不用分配带宽(20年真题),且不会占用(可交叉)
三种交换模式的时间计算
数据报交换,假设忽略节点处理时间以及传播时延,只关注发送的时间,那么要按照流水线的思路分析。
假设有n段,那么总时间T=第一个节点发送完全部分组+其余n-1个节点逐级转发完最后一个分组的时间
以10年真题看,首先确定有1000个分组,每一个分组有1000B。第一个节点发送要80s,而之后还要转发3-1=2级,因此还要有2×0.08ms的时间,选C
如果用报文交换呢?每一级都要消耗全部分组的时间,也就是说要3×80s
如果用电路交换呢?已经建立好链接的前提下,就是一级的时间即80s
总的来说,电路交换是最快的,报文交换比电路交换灵活点,但是损耗太大了,而分组交换相当于细分程度很高的流水线,可以逼近电路交换的速度,同时兼顾完美的灵活性。
再论2013年真题,直接用上述思路,报文交换是800×2,而分组交换是800+1
编码调制辨析
- RZ(归零)
- NRZ(不归零)
- NRZI(NRZ invert),翻转NRZ
- 思想像差分曼彻斯特
- 遇到0则翻转
- 差异有二,NRZI反转的是电平,而差分曼彻斯特是跳变方向,其次是NRZI遇0翻转,而差分曼彻斯特遇1翻转
- 曼彻斯特,跳变方向代表0或者1
- 差分曼彻斯特
- 曼彻斯特的导数(差分)
- 跳变方向改变代表1,不变代表0(导数为零)
具体做题的时候,先通过波形判断是R系的,还是曼彻斯特系的,之后再内部区分。
不同调制:
- ASK(Amplify SK),调幅
- FSK(Frequency SK),调频
- PSK(Phase SK),调相
- QAM,相当于ASK和PSK杂交
链路层
链路层功能
我们学的只是无确认的无连接服务,实际上链路层有三种功能,逐级递进
- 无确认+无连接
- 有确认+无连接
- 加入重传机制,用于错误率较高的信道,比如无线
- 有确认+有连接
- 这里就非常像传输层那边的可靠传输了,但是仅仅实现了停等协议
可靠传输到底在哪一层?
实际上可靠传输是很复杂的,因此实际中都是在传输层实现,正好和TCP一起,方老师是这样讲的,但是在408考纲里面,可靠传输极限情况下可以放在链路层,因此考出来的话,实际上链路+网络+传输,都可以可靠传输。
可靠传输分类:
- ARQ,使用确认+重传机制确保可靠
- 非连续ARQ:停等
- 连续ARQ
- GBN
- SR
具体的讲解仍然是放在传输层里面。
介质访问控制(MAC)
分类:
- 信道划分控制:
- 是一种集中控制的思路,用户服从整体
- 具体来说就是复用,在后面加个A就是xx多址复用
- FDM(Frequency)
- TDM,进阶版是STDM(Static TDM),时隙不固定
- WDM(Wawe)
- CDM(Code),码分复用
- 重点是CDMA,14年真题考了,得学一下细节
- 随机访问控制
- 本质是争用,用户平等,不受控
- ALOHA
- CSMA
- CSMA/CD
- CSMA/CA
- 本质是争用,用户平等,不受控
信道划分控制之——CDMA
题型1:CDMA细节(14年真题)
一个bit用一个码片表示,下图长度为8
乍一看浪费了8倍的空间,别急,还有一个要求,就是多个站点之间的码片要正交,结合线性代数的知识可以知道,8维向量,正交的向量个数最多是8个,也就是说,极限情况下可以同时让8个站点使用8个正交的码片。
这个情况下是不存在浪费的,8bit的融合数据里面能包含8×1个bit
好了,继续分析码片的性质,1对应原始码片,要表示0,就把码片01翻转,此时有趣的现象来了,这操作相当于码片对应的向量前面给负号,并不改变正交性。
发送过程很简单:
- 发送端,把
向量
线性叠加 - 接收端,用向量乘以接收到的叠加数据,就可以提取出我要的信号
为什么呢?根源在于所有码片是正交的,那么叠加后的数据乘以某个码片,只有对应码片才能有结果,其他码片的内积都是0,所以实际上叠8个都是可以的
所以CDMA,效果好,抗干扰,保密性好,且不浪费,优点突出。
举例14年真题
首先审好题,C收到A发的数据,也就是说要用A的码片去解析
随机访问控制
ALOHA,很老,简陋
ALOHA采用ack机制,如果发送方没有收到ack,代表冲突了,则经过随机事件后重发
时隙ALOHA将时间对齐,规定发送帧必须在时间片开头发送,这样可以降低碰撞率
CSMA整个系列的都可以一起讲,最开始讲一下CSMA/CD,之后的进行简化就可以。
CSMA是弱化版CSMA/CD协议,有三种,区分一下:
- 坚持和非坚持的区别在于,信道忙的时候是否要暂停监控
- 坚持内部,1和p的区别在于信道空闲的时候立即发送的概率
上图只列出两种情况,其实还有一种冲突的情况,就是争用期内发生碰撞,此时这几个协议都会暂停一段时间再监听,注意,这个冲突是通过监听实现的,而不是ack
CSMA/CA,CA是Avoid,CD是Detect,区别在于CD只能检测,而CA只能避免:
- CD,手法简陋,重点在发送过程的检测
- CA,有详细的预约机制和确认机制
- 通过RTS(Request)和CTS(Clear)进行握手,实际上是建立了两个站点之间的链接,保证发送过程不被打扰。
- 发送过程是停等协议的过程,有ack机制
- 弱化检测,因此广泛用于无线网络(反正无线网络在发送过程中也很难检测)
11年真题:在随机访问控制里面,ALOHA是用ack的,CSMA全系里面,只有CSMA/CA用ack
20年真题:CA的监听是通过RTS实现的,在第一个RTS被回复之前,前面所有RTS消耗的时间就是监听消耗的时间,是最长的。这道题图里给的RTS是被回复的第一个RTS,前面其实还有RTS,只不过被隐藏在IFS1里面了,因此IFS1就是最长的。
轮询访问控制
前两种MAC方式,都是平等的,但是轮询需要有一个主机,控制整个系统。
缺点在于,轮询过程本身有消耗,其次主机万一坏了就尴尬了(单点故障)
令牌传递协议是轮询的优化,去除了主机控制,用令牌去代替。
注意,令牌环网是逻辑环网,实际上还是星形的物理拓扑。
发送过程就是令牌在不断转圈:
- 如果不发送,就不断地传下去
- 如果发送
- 修改占用位
- 附加数据
- 此时仍然是转圈,其他非目标节点接收到令牌后,发现不是给自己的,就继续传下去,直到目标节点,接受了数据,继续把令牌传下去
说白了,令牌永远都在按顺序转,只是把发送数据和商量的过程藏在了转的过程里。
虽然去掉了主机,但是仍然会有单点故障,让环路断掉,好在可以用备用机顶替。
扩展以太网
线缆区分看后缀(19真题)
BASE5:同轴电缆(数字后缀)
BASE-T:双绞线
BASE-F:光纤
以太网协议区分:
- IEEE 802.3
- 有线以太网,和V2并称,一般混起来用
- IEEE 802.11
- 无线局域网,注意4个地址,在不同情况下代表含义不同
- 第一种情况是两个终端,两个基站转发,记忆方法是按目的-源,基站-终端来记
- 1,RA,Receive,目的AP基站
- 2,TA,Trans,源AP基站
- 3,DA,Destination,目的终端
- 4,SA,Source,源终端
- 第二种情况是两个终端,一个基站转发,又要分两种情况,此时不区分AP和终端,怎么记呢?前两个地址代表方向,<目的站,源站>,最后一个用剩下的终端填就行
- 发送端,基站,S,D,从S发到基站
- 接收端,D,基站,S,从基站发到D
以17年真题为例,首先确定是一个基站,然后确定<目的站,源站,剩余>,即<AP,S,D>,所以B
交换机
交换机两点:
- 自学习
- 无目标则广播(本端口不播)
以14年为例,首先无目标,则广播23端口
此时自学习,记录a1-1端口,因此ack有目标不需要广播
16年同理,因为自学习机制,H2会被记录,因此H4反馈ack的时候,交换机端口上只有H2所在端口会转发ack,但是注意H4在到达交换机之前,还经过一个Hub,这里无条件广播的。
网络层
传输层
可靠传输
ACK是标记,用于表示是否是反馈,而ack是确认号
ack到底是多一位还是正好,实际上普遍是ack多一位,比如收到了100,那么就ack(101),这样比较方便,发送方直接把窗口起始位置调成ack的值就可以,非常直观。后面你看到方老师给的图,基本都是这样。
注意区分,题目给出“收到x号帧的确认”,这是一种文字性描述,代表已经收到了x,但是如果是“ack=x”,那么实际上只代表收到了x-1
题型1:传输过程分析,11,12年真题,这个简单
题型2:窗口大小限制(17年真题)
首先明确帧号(数据下标)默认从0开始,比如2bit编号,数据号就是0,1,2,3,而窗口大小,确实就是长度,从1开始
GBN和SR是统一看的,凡是采用窗口协议,nbit编码,那么两方窗口之和≤ 2 n 2^n 2n
GBN协议中,接收至少=1,那么发送端窗口尺寸最大 2 n ? 1 2^n-1 2n?1
考虑SR协议,两方窗口要相等才最好,因此单方窗口最大是 2 n ? 1 2^{n-1} 2n?1,最佳也应该是这个值。
举个极端的例子证明为什么窗口总和最大为 2 n 2^n 2n,以n=3举例,如果窗口大小为8(危险),那么最多同时发0-7,那么接下来0号帧就会有歧义:
- 如果确认帧正常,下一个0代表有效帧
- 确认帧丢失,那么0代表重传的帧
关键是接收方无法确定确认帧是否丢失,所以窗口大小要让出一个来,不可以是 2 n 2^n 2n
17年真题直接秒了
题型3:信道利用率(超高频考点,基本每年)
本质上,是单个周期内,发送数据的时间占比(剩余的时间就是空闲时间)
停等协议最好计算,一个周期=发送一个帧+RTT
GBN协议和SR本质上是流水线,因此需要让流水线跑满才能保证信道利用率最大(反之,退化为停等)
此时就要考虑传播时延,你要保证在一帧的整个周期内
,数据帧发送是不间断的,即一个窗口的传输时间≥周期
,左右同乘数据率,则一个窗口的数据量≥一个周期内的最大数据传送量
以13年举例。
首先,桢长度不确定,取最小的极限情况,原因是如果帧更大,那么发送的数据量绝对满足流水线要求,但是反过来就不一定了,帧变小会导致窗口的数据量缩水,不见得可以满足。
之后计算一个周期发送的帧数量为10.4,也就是说窗口大小至少要有11,对应4bit编码
在看14年,先算一帧周期,0.08ms+2×50ms,约等于100ms,此时一个窗口的数据量为8Mb<10Mb的周期极限数据量,就知道跑不满流水线,此时效率为80%,因此实际速率是80Mb/s
15年,本质一样,你先算极限情况下一个周期可以发多少帧,单帧62.5ms,一个周期有9个帧,然后用效率卡一下是7.2个帧,也就是说至少8个帧,注意陷阱,GBN窗口大小限制
是
2
n
?
1
2^n-1
2n?1,所以最后是4bit编码
16题更简单,停等,设未知数套公式,信道利用率=传输时间/一帧周期
18年把确认帧改为1000B,因此周期公式要变长一点,所以周期是2000ms,但是注意,ACK虽然也是传输时延,但是并不是数据的传输时延,因此真正的数据发送时间只有800ms,结果为40%
UDP
报头计算,伪首部之类
TCP
到底是面向字节传输还是数据报传输
拥塞控制
关于ssthresh,cwnd在慢开始过程中是指数增长的,但是ssthresh并不是指数级,比如ss=12,但是cwnd原来是8,下一轮到底是从16开始进入拥塞避免还是从12呢?
很显然,是12,符合直觉,所以拥塞避免算法的开端一定是ssthresh。
关于下调,无论是拥塞还是3ACK,都代表ssthresh不合理,通通要腰斩。区别仅在于cwnd,拥塞下调的彻底,直接归1,慢开始,而3ACK要跳过慢开始,直接拥塞避免,因此从ssthresh开始,即cwnd=ssthresh(下调后的)
TCP建立和断开
我们默认都是消耗序号的。
三次握手比较简单,四次挥手有一点细节。
就是断开连接的通知,FIN=1,而响应则FIN=0.
其次就是,被动方第一次是响应,第二次是断开,细节在于这两次实际上可以理解为一次通知分开了,为什么呢?一来,他们的ACK=1,二来他们的ack值相等,都是u+1,所以本质上算是一次的,只不过这里分开了,更加灵活。
应用层
http协议
不同版本的交互流程
1.0
建立,发送,断开
1.1
建立,发送多个(可能是流水线),断开
2.0
加密+1.1
两个服务器
本地域名服务器和代理服务器的区别,代理服务器是针对URL资源的,比如你的b站视频,网页,而本地域名服务器是针对<域名,IP>的键值对的。
本文来自互联网用户投稿,该文观点仅代表作者本人,不代表本站立场。本站仅提供信息存储空间服务,不拥有所有权,不承担相关法律责任。 如若内容造成侵权/违法违规/事实不符,请联系我的编程经验分享网邮箱:veading@qq.com进行投诉反馈,一经查实,立即删除!