| 第4版(2003)的附录B,C,D,E |
|
|
|
|
5.3第4版的附录B,C,D和E。
5.3.1附录B随机接入技术：ALOHA
在20世纪70年代初期夏威夷大学首次试验成功随机接入。这是为了使地理上分散的用户通过无线电来使用中心计算机。由于无线电信道是一个公用信道，一个站发送的信息可以同时被多个站收到，而每个站又是随机发送的，因此这种系统是一个随机接入系统。夏威夷大学早期研制的系统称为ALOHA，是AdditiveLinkOn-lineHAwaiisystem的缩写，而ALOHA恰好又是夏威夷方言的“你好”。下面先介绍纯ALOHA。
B.1纯ALOHA
1.工作原理
纯ALOHA就是最原始的ALOHA。它可以工作在无线信道，也可以工作在总线式网络中。为讨论其工作原理，我们采用如图B-1所示的模型。这个模型不仅可代表总线式网络，而且可以代表无线信道的情况。
图B-1ALOHA系统的一般模型
图B-2表示一个ALOHA系统的工作原理。每一个站均自由地发送数据帧。为分析简单起见，今后帧的长度不是用比特而是用发送这个帧所需的时间来表示，在图B-2中用T0代表这段时间。我们还设所有的站发送的帧都是定长的。
图B-2纯ALOHA系统的工作原理
当站1发送帧1时，其他的站都未发送数据，所以站1的发送必定成功。这里不考虑由信道不良而产生的误码。但随后站2和站N(1发送的帧2和帧3在时间上重叠了一些。这就是以前提到过的“碰撞”。碰撞的结果是使碰撞的双方(有时也可能是多方)所发送的数据都出现差错，因而都必须进行重传。但是发生碰撞的各站不能马上进行重传，因为这样做就必然会继续产生碰撞。ALOHA系统采用的重传策略是让各站等待一段随机的时间，然后再进行重传。如再发生碰撞，则需再等待一段随机的时间，直到重传成功为止。图中其余的一些帧的发送情况是帧4发送成功，而帧5和帧6发生碰撞。
2.性能分析
下面我们来分析纯ALOHA的一些主要性能，这就是吞吐量和平均时延的计算。
为便于分析，我们在图B-2中用最下面的一个坐标将所有各站的发送情况都画在一起，用一个垂直向下的箭头表示某个帧的开始发送(可以和上面各站的发送情况对照来看)。从图中可看出，一个帧如欲发送成功，必须在该帧发送时刻之前和之后各一段时间T0内(一共有2T0的时间间隔)，没有其他帧的发送。否则就必产生碰撞而导致发送失败。例如，帧3发送时刻之前T0的时间内，出现帧2的发送，因此帧3和帧2的发送都要失败。而帧4的发送时刻之前和之后的时间T0内，没有其他帧的发送，因此帧4的发送必定成功。
可以把每发送一个帧看成是有一个帧到达ALOHA网络。这样，一个帧发送成功的条件，就是该帧与该帧前后的两个帧的到达时间间隔均大于T0。
设帧的到达服从泊松分布。但这并不完全符合实际情况。这是因为，虽然大量的站同时随机地发送数据帧时，在每个站的通信量都很小的条件下，整个系统的帧到达可看成是泊松过程，但在出现重传过程时，这样的到达过程就不再是泊松过程，而是一个与重传策略有关的较为复杂的过程。然而如果重传时的随机时延足够长，那么认为帧的到达(包括重传帧)是泊松过程仍是合理的。在这样的假定下，就可以使ALOHA系统的分析大为简化。
在有关ALOHA系统的文献中，一般都使用这样两个归一化的参数。它们是：
(1)吞吐量S这又称为吞吐率，它等于在帧的发送时间T0内成功发送的平均帧数。显然，0(S(1，而S=1是极限情况。在S=1时，帧一个接一个地发送出去，帧与帧之间没有空隙。这种情况虽然使信道的利用最为充分，但在众多用户随机发送帧的情况下是不可能实现的。但是，可以用S接近于1的程度来衡量信道的利用率是否充分。
当网络系统达到稳定状态时，在时间T0内到达网络的平均帧数(即输入负载)应等于吞吐量S。
(2)网络负载(offeredload)G从网络的角度看，G等于在T0内总共发送的平均帧数。这里包括发送成功的帧和因碰撞未发送成功而重传的帧。显然，G(S，而只有在不发生碰撞时，G才等于S。还应注意到，G可以远大于1。例如，G=10，表示在T0时间内网络共发送了10个帧，这当然会导致很多的碰撞。
在稳定状态下，吞吐量S与网络负载G的关系为：
S=G(P[发送成功](B-1)
这里P[发送成功]是一个帧发送成功的概率，它实际上就是发送成功的帧在所发送的帧的总数中所占的比例。从图B-2可看出，若帧4要发送成功，帧3和帧4的时间间隔应大于T0，同时帧4和帧5的时间间隔也要大于T0。因此，若帧4要发送成功，必须在帧4到达的前后各一个T0的时间内没有其他帧的到达。因为假定了帧的到达是泊松过程，因此在2T0的时间内有k个到达的概率是：
P[在2T0的时间内有k个到达]＝(B-2)
在上式中，2G是在2T0的时间内的平均到达帧数。于是
S=G(P[发送成功]=G(P[在2T0的时间内有0个到达]
=(B-3)
这就是Abramson于1970年首次推导出的ALOHA吞吐量公式。
当G=0.5时，S=0.5e(1(0.184。这是吞吐量S可能达到的极大值。这点从图B-3的吞吐量曲线可以看得很清楚。用求极值的方法也可很容易地得出这一结论。
图B-3纯ALOHA的吞吐量与网络负载的关系曲线
(B-3)式是在假设系统工作在稳定状态下推导出来的。然而图B-3所示的曲线在G值大于0.5呈现负的斜率，因而这段区域是不稳定的。关于这点可做如下解释。设系统工作在G>0.5的某一个点上(G'',S'')。假定现在由于某种原因使网络负载G增大了一些。根据图中的曲线，吞吐量应下降。这表明成功发送的帧数减少而发生碰撞的帧数则增加。这种情况就引起更多的重传，因而使网络负载G进一步增大。这样恶性循环的结果，使工作点迅速沿曲线下降，直到吞吐量下降到零为止。这时，网络负载达到很大的数值。数据帧不断地发送、碰撞、重传……，但是并无有用的输出。整个系统完全不能工作了。可见，在纯ALOHA系统中，网络负载G一定不能超过0.5。
一个理想随机接入系统的吞吐量S的极限值是1。但纯ALOHA的吞吐量的极大值只能达到理想值的18.4%。实际上为安全起见，纯ALOHA的吞吐量S不应超过10%。为了提高ALOHA系统的吞吐量，在纯ALOHA出现之后又有了多种改进的ALOHA系统。
虽然如此，在许多情况下，当需要进行突发式的交互性的数据通信时，采用纯ALOHA这样的方式可能既简单又便宜。当年夏威夷大学进行的实验也正是为这种环境而设计的。现在假定许多异步终端通过多点线路连到主机，线路的数据率为4800b/s。设每份报文有60个字符，而用户用键盘输入一份报文需2分钟(包括思考时间)。再设每个字符用10bit进行编码，则每个终端的平均数据率仅5b/s。如采用ALOHA方式，取S=0.1，即仅利用信道容量的10%，则信道的总数据率为480b/s。这样的系统一共可容纳480/5=96个交互式的用户，还是相当不错的。
下面讨论帧的时延。设发完一帧后要经过R倍的T0后才能收到确认信息因而才能发送下一帧。这样，在最好的情况下，发送一帧所需的时间是T0(1(R)。但若所发送的帧发生碰撞而必须重传，情况就不一样了。设由超时定时器决定重传需要经过的时间也是R倍的T0。但重传还要经过一段随机的时延。这样，从决定重传到重传完毕所需要的时间是n倍的T0，而n是一个从1到某一个事先确定的正整数K之间的随机选择出的一个整数(每次重传都要随机选择一次)。重传完毕后，再经过时间RT0才能收到确认信息。图B-4画的是重传一次的情况。可以看出，当重传一次时，发送一帧所需的时间(从开始发送起到可以发送下一帧时为止)最小是T1，T1(T0(RT0(T0(RT0；最大是T2，T2(T0(RT0(KT0(RT0。若一个帧平均重传NR次才能发送成功，则不难得出发送一个帧总共所需的平均时间为：
D(T0[1(R(NR(R((K(1)/2)](B-4)
图B-4重传帧的时延时间
平均重传次数显然与整数K有关。不难想象，K越小，重传时帧的碰撞机会就越大，因而重传次数也会增多。增大K值就可以减少再次碰撞的机会。但若使K值变得很大，则发送一帧的平均时延就会很大。理论分析表明，选择K=5是一个很好的折衷。在这种情况下，重传次数NR与K的关系不大。此时可得出：
G/S=1+NR(B-5)
再利用(B-3)式的结果，得出
NR=e2G(1(B-6)
(B-6)式表示，当网络负载增大时，帧的重传次数将按指数规律增长。
B.2时隙ALOHA(S-ALOHA)
为了提高ALOHA系统的吞吐量，可以将所有各站在时间上都同步起来(这要付出代价)，并将时间划分为一段段等长的时隙(slot)，记为T0，同时规定，只能在每个时隙开始时才能发送一个帧。这样的ALOHA系统叫做时隙ALOHA或S-ALOHA。
图B-5为两个站的时隙ALOHA的工作原理示意图。图中的一些向上的垂直箭头代表帧的到达。时隙的长度是使得每个帧正好在一个时隙内发送完毕。从图B-5可看出，每一个帧在到达后，一般都要在缓存中等待一段时间(这时间小于T0)，然后才能发送出去。当在一个时隙内有两个或两个以上的帧到达时，则在下一个时隙将产生碰撞。碰撞后重传的策略与纯ALOHA的情况是相似的。
图B-5时隙ALOHA的工作原理
现在推导时隙ALOHA的吞吐量公式。吞吐量S与网络负载G的定义与纯ALOHA的相同。
参阅图B-5。设一个帧在某个时隙开始之前到达。显然，此帧能够发送成功的条件是没有其他帧在同一时隙内到达。因此，
S=G(P[发送成功]=G(P[在T0的时间内有0个到达]
==(B-7)
此公式为Roberts在1972推导出来的。当G=1时，S=Smax=e(1(0.368。图B-6画出了(B-7)式表示的曲线。为便于比较，纯ALOHA的吞吐量且也画在同一坐标中。可以看出，对于时隙ALOHA，不稳定区域位于G>1的部分。
图B-6时隙ALOHA与纯ALOHA的吞吐量曲线
时隙ALOHA的发送一帧的平均时间的计算方法与纯ALOHA的相似。只是要注意，每个帧到达站的时间是随机的，到下一个时隙的到来平均要等待时间T0/2，因此现在要在(B-4)式右端两个地方加上0.5，即
D/T0(1.5(R(NR[R(0.5+(K(1)/2]](时隙ALOHA)(B-8)
这里NR是帧的平均重传次数。当K很大时，NR与K基本无关。这样可以很容易求出：
NR=eG(1(时隙ALOHA)(B-9)
若K不是很大，NR将与K有关，其关系的计算相当复杂，此处从略。实际上，只要K(5，(B-4)式和(B-8)式都还是相当准确的。
K的大小对帧的时延有很大的影响。K太大会使时延增大。但K太小又会使重传时的碰撞机会增大，这反而会增加重传次数。可见存在一个最佳的K值。但帧的时延对K值的选择并不灵敏(只要S不是太接近于极限值)。一般可取K=5。
图B-7画的是两种ALOHA的归一化的帧平均传输时延D/T0与吞吐量S的关系曲线。这是在忽略传播时延并令K=5的条件下得出的。从两条曲线的对比可看出，当吞吐量很小时，纯ALOHA的性能要稍好一些。但当吞吐量增大时，纯ALOHA的时延会急剧上升(尤其是当S接近于0.18时)，而对时隙ALOHA却可以在更高的吞吐量下工作。
图B-7帧的平均传输时延与吞吐量的关系曲线(无传播时延，K=5)
最后还要强调一下，这两种ALOHA的吞吐量公式的推导，都是假定站的数目很大(理论上应为无穷大)，而每一个站发送一个帧的概率很小(理论上应趋向于零)，因为只有在这个条件下，各站随机地发送帧的总效应才相当于泊松过程。然而在实际上站的数目总是有限的。这样就产生一个问题：对于有限的站数，如使用前面推导的公式，究竟会带来多大的误差。
现在以时隙ALOHA为例，来研究有限站数的吞吐量公式。
假设共有N个站。各站独立地随机发送帧，一个时隙的长度正好可以发送一个帧。设Si为站i在任一时隙成功发送一个帧的概率。于是，1(Si为站i在任一时隙没有发送成功(发送失败或根本没有发送)的概率。再设Gi和1(Gi分别为站i在任一时隙发送和不发送一个帧的概率。显然，对所有i，我们有Si(Gi。
因为各站发送帧是独立的，所以
(B-10)
现在再设各站的统计特性都相同，即Si=S/N和Gi=G/N，而S和G分别为整个系统的吞吐量和网络负载，则(B-10)式可化简为：
S=G(1(G/N)N(1(B-11)
这就是有限站数的ALOHA系统的吞吐量公式。利用公式
，
(B-11)式在时变为
(B-12)
这正是前面导出的(B-7)式。
对(B-12)式的S求极值。得出当G=1时，S达极大值
Smax=(1(1/N)N(1(B-13)
表B-1列出了不同N值和相应的Smax值。
表B-1时隙ALOHA的最大吞吐量与站数的关系
N 1 2 3 5 10 20 100 ( Smax 1 0.5 0.444 0.410 0.387 0.377 0.370 0.368
从表中所列数值可以看出，只要有20个站(或更多些)，就可以利用无穷多站的模型所得出的各种结论和公式。还可看出，只有在N=1时，Smax才等于G，这时没有重传的帧。随着站数的增多，Smax值迅速下降，最后趋于1/e。
习题：
B-01试用其他方法导出(B-3)式。例如，从“G=S+平均重传次数”出发，求出平均重传次数为G(1(e(2G)，然后解出S来。(提示：计算至少发生一次冲突的概率。)
B-02若干个终端用纯ALOHA随机接入协议与远端主机通信。信道速率为2400b/s。每个终端平均每2分钟发送一个帧，帧长为200bit，问终端数目最多允许为多少？若采用时隙ALOHA协议，其结果又如何？若改变以下数据，分别重新计算上述问题：
(1)帧长变为500bit。
(2)终端每3分钟发送一个帧。
(3)线路速率改为4800b/s。
B-03在纯ALOHA协议中，若系统工作在G=0.5的状态，求信道为空闲的概率。
B-04在时隙ALOHA协议中，若帧长为k个时隙的时间，而帧可在任一时隙开始时发送出去。试计算此系统的吞吐量。由此导出k=1和k→∞时的结果，并加以解释。
B-0510000个终端争用一条公用的时隙ALOHA信道。平均每个终端每小时发送帧18次。时隙长度为125(s。试求网络负载G。
B-06时隙ALOHA的时隙为40ms。大量用户同时工作，使网络每秒平均发送50个帧(包括重传的)。
(1)试计算第一次发送即成功的概率。
(2)试计算正好冲突k次然后才发送成功的概率。
(3)每个帧平均要发送多少次？
B-07若时隙ALOHA系统有10%的时隙是空闲的，问网络负载G和吞吐量S各等于多少？现在系统过载否？
B-08一时隙ALOHA系统有4个站，各站在一个时隙内的帧发送率分别为G1=0.1,G2=0.5,G3=G4=0.2。试计算每一个站的吞吐量和整个系统的吞吐量以及空闲时隙所占的比例。
B-09试证明：在采用时隙ALOHA协议时，各站都相同的有限用户系统的最大吞吐量发生在G=1时。
B-10一站数很大的时隙ALOHA系统在工作时，其空闲时隙占65%。试求S和G。
5.3.2附录C综合业务数字网：ISDN
C.1窄带综合业务数字网N-ISDN
当人们认识到数字技术的优越性时，就将其用于模拟通信网中的传输系统或交换系统。于是人们就设想使各种不同业务的信息，经过数字化后，都在广域网中传送和交换。这就是综合业务数字网ISDN(IntegratedServicesDigitalNetwork)。后来由于又提出了宽带综合业务数字网B-ISDN，因此ITU-T（即前CCITT）在20世纪70年代中期提出的ISDN就称为窄带ISDN，或N-ISDN。ISDN的国际标准由ITU-T制订。
ISDN的信令采用共路信令CCS(Common-ChannelSignaling)。我们知道，信令系统是电信网的神经中枢，它使各交换机之间传递和交换必要的信息，使网络能够正常运行。传统的公用电话网的信令是采用随路信令(又称为带内信令)，即局间信令和话音信号都在同一个电话网中的标准4kHz话路中传送。这种信令功能较差，传送速率慢，且易受干扰。1976年美国开始在交换局之间建造一个分组交换网用来传送共路信令。这个传送信令的网络就叫做共路局间信令网。共路局间信令网在使用程控交换局的基础上，利用高速链路以分组交换方式传送局间信令。一群话路(如几百条)可以用分时方式共享一条共路信令的链路。由于共路信令在逻辑和物理上均与电话信号相隔离，故又称为带外信令。共路信令主要用于：①呼叫建立、路由选择和呼叫释放；②内部数据库访问；③网络运行与支持；④计费。
7号信令系统(SS7)是最新的共路信令系统。它的总目标是提供一个国际标准化的、具有普遍目的的共路信令系统，使具有程控交换机的数字通信网运行在最佳状态，并能提供一种按序的、无丢失、不重复和可靠的信息传输手段。
ISDN最基本的概念就是在用户和ISDN之间的连线相当于一个数字比特管道。管道中的双向比特流可来自数字电话机或数字传真机等其他终端。这种数字比特管道用时分复用方式可支持多个独立通路(channel)①。复用的比特流的格式在接口标准中都有明确的规定。家庭用较小的带宽即可。而单位则要用较高的带宽，甚至多个数字比特管道。
——————————————————
①注：对channel的标准译名是：“信道”，又称“通路”[MINGCI93]。本书选用了后者。
——————————————————
ISDN定义了一些标准化的通路，都各用一个英文字母表示。其中最常见的是B通路（64kb/s的数字PCM话音或数据通路）和D通路（16或64kb/s用作带外信令的数字通路）。在ITU-T规定的标准化组合中，以下两种是最重要的：
(1)基本速率2B(D(144kb/s，这里D通路为16kb/s。这种速率是为了给家庭或小单位提供的服务。这里一个B通路用于电话，而另一个B通路用于传送数据。
(2)一次群速率23B(D(美国和日本)或30B(D(欧洲)，这里D通路为64kb/s。一次群速率可适应北美的T1系统(1.544Mb/s)或E1系统(2.048Mb/s)。
B通路可支持电路交换的数字电话和数据等业务，也可支持分组交换的数据。
ITU-T将ISDN提供的业务分为基本业务和补充业务。基本业务又分为以下两种：
(1)承载业务(BearerService)这是网络向用户提供的低层信息传递能力。
(2)用户终端业务(Teleservice)这种业务不仅使用信息传递的低层功能，同时还包含高层功能。这是终端操作员利用终端实际上所获得的业务能力。
补充业务是对基本业务的改变或增添，通常可与多个基本业务结合供用户使用。
当ISDN的思想提出后，有不少人曾设想今后可能用N-ISDN来代替传统的电话网。然而事与愿违，由于技术发展得很快，N-ISDN的标准刚一制订出来，其技术水平就已经不够先进了。ISDN的64kb/s的B通路速率就是和10Mb/s的以太网相比也是很不相称的，更不用说用来传送宽带的图像信息了。这就使得N-ISDN的发展和当初设想的不一样，有些人甚至认为N-ISDN已经没有什么前途了。然而近几年来因特网N-ISDN又找到了一些市场。这就是用户可以使用一条B通路上网，而用另一条B通路打电话。或者用整个基本速率共144kb/s的数字链路接入到因特网N-ISDN还有可能会得到某种程度的发展，但这可能只是一种过渡的网络。
C.2宽带综合业务数字网B-ISDN
随着电子技术的飞速发展，特别是光纤技术、VLSI技术、光盘存储技术、高速高分辨率工作站的出现，一方面，数据传输的速率已越来越快，另一方面，各种新的业务也不断涌现，使用户对高速网络的需求显得格外迫切（如传输高保真度的音频信号和电视电话就需要Mb/s级的传输速率，而传输高质量活动图像则需Gb/s级的传输速率）。现在千兆以太网和10千兆以太网已经问世，而每秒几十或上百吉比的传输速率也在广域网上实现了。
由于N-ISDN很难适应用户的宽带需求，因此在N-ISDN还远未广泛推广使用时，一种新型的宽带综合业务数字网B-ISDN(Broadband-ISDN)的思想就提出来了。
宽带综合业务数字网B-ISDN也是企图将各种业务，如话音、数据、图像以及活动图像都综合在一个宽带网络中进行传送和交换，包括了N-ISDN所有的业务功能。B-ISDN的最重要的任务就是要以全新的交换体制来支持所有可能的电信业务。更具体些，B-ISDN与N-ISDN相比，具有以下的一些重大区别：
(1)N-ISDN使用的是电路交换。只是在传送信令的D通路使用分组交换。B-ISDN使用的交换方式是快速分组交换，即异步传递方式ATM。
(2)N-ISDN是以目前正在使用的电话网为基础，其用户环路采用双绞线(铜线)。但在B-ISDN中，其用户环路和干线都采用光缆（短距离的通信也可使用双绞线）。
(3)N-ISDN各通路的比特率是预先设置的。如B通路比特率为64kb/s。但B-ISDN使用虚通路的概念，其比特率只受用户到网络接口的物理比特率的限制。
(4)N-ISDN无法传送高速图像，但B-ISDN可以传送服务质量有保证的高速图像。
虽然B-ISDN的想法看来也不错，但由于使用IP技术的因特网的飞速发展，以及由于ATM设备的过于昂贵，因此B-ISDN的发展远远不如当初设想的那样快。到现在，人们关心的是：传统电信网将如何演进到以IP为核心的下一代网络，而B-ISDN也已成为了历史名词。
5.3.3附录D关于ATM的通信量
D.1ATM通信量的特点
ATM网络的设计目标是在同一个网络中支持各种服务，而不同服务的通信量(traffic)特性和对服务质量的要求则各不相同。传统分组交换网或帧中继网的流量控制和拥塞控制机制无法实现ATM网络的设计目标。这是因为：
(1)在ATM网络中有许多的通信量并不适于进行流量控制。例如，当网络发生拥塞时，音频或视频数据的源端点并不能暂停产生信元。
(2)由于信元的传输时延远远小于信元在网络中的传播时延，进行拥塞控制的反馈就显得太慢。
(3)ATM网络支持的应用所需的传输容量的变化范围很大，从每秒几千比特到每秒几百兆比特。简单的拥塞控制方法无法适应这样大的数据率变化范围。
(4)ATM网络上的应用可以产生差异很大的通信量模式，从恒定比特率到可变比特率。传统的拥塞控制技术很难处理这样多种的通信量模式。
(5)ATM网络上的不同应用需要不同的网络服务。如音频和视频数据需要对时延敏感的服务，而文件数据则需要对丢失敏感的服务。
(6)交换和传输的极高速率使得ATM网络在进行拥塞控制和通信量控制时变得难于预测。有时甚至会在流量控制中产生很大的和无用的波动。
在ATM网络中对通信量控制有重要影响的是以下的两个特性：
(1)在物理媒体中存在大量正在传送的比特
现考虑ATM信元以622Mb/s的速率向网络发送。在此速率下，向网络发送一个信元所需的时间是(53(8)/(622(106)(0.68(10(6s。假定一条连接长度为2000km，其传播时延为10ms（这里忽略ATM交换机带来的时延），因而往返时延为20ms。
现假定连接的一个端点A向另一个端点B传送一个大的文件。A至少要经过往返时延20ms才能收到B发现网络出现拥塞的报告。但在20ms内，A已经向网络注入了N个信元，而
N((20(10(3)/(0.68(10(6)(29.4(103
也就是说，在A能够对网络的拥塞作出响应之前，就已经向网络注入了近3万个信元，相当于在网络的媒体中注入了超过12Mb的数据量。这就可以解释为什么许多传统的能够使用的拥塞控制技术不能用于ATM网络。
(2)信元的时延偏差
时延偏差也称为时延抖动（见10.1节）。产生信元时延偏差的主要原因有两个。一个是网络中的通信量过大，出现了拥塞。另一个原因是在物理层将ATM层交下来的信元在时间上有重叠（见图D-1）。
假定两个端点之间建立了两个连接：连接1和连接2，其数据率分别为XMb/s和YMb/s。这两个连接上都是每隔一定时间发送一个数据块。在AAL层最后形成的PDU都是48字节长，但在横坐标为时间的图上却不一样长，其长度分别是(48(8)/X和(48(8)/Y，长度的单位是微秒。AAL层的PDU通过ATM层的服务访问点，交给了ATM层。再通过ATM层的服务访问点交给物理层。最后到物理层传送时，所有的信元必须一个接一个地串行传送。
现在可以看出产生信元时延的因素有这样一些：
(1)ATM信元形成后不能立即插入到物理层，因为物理层已经有了一个信元正在传送；
(2)连接1和连接2的信元在时间上可能会有一些重叠；
(3)物理层要加上必要的开销（如SDH帧首部中的控制字段）；
(4)ATM层还要产生少量的OAM管理信元插在用户的信元流之中。
上述诸因素产生的信元时延都是不可预见的，因此信元的端到端时延不是恒定的。
针对以上ATM通信量的特点，需要设计一种新的通信量管理(trafficmanagement)机制。这种通信量管理机制的要点就是当用户建立连接时都必须与网络达成一个合约(contract)：用户受合约规定的通信量特性的约束，而网络满足用户的服务质量要求。在合约中要使用下一节所讨论的一些参数。
图D-1产生信元时延偏差的原因
D.2ATM通信量管理中的一些重要参数
描述用户的通信量特性的主要参数（对每一条虚连接）有以下四个：
(1)峰值信元速率PCR(PeakCellRate)用户打算发送信元的最高速率。例如，发送端打算每4(s向网络注入一个信元，则PCR为250000信元/秒，虽然信元的实际发送时间可能只有2.7(s。
(2)持续信元速率SCR(SustainableCellRate)在一段时间内（但这段时间应远大于在峰值信元速率PCR下信元之间的时间间隔）的平均信元速率。对于恒定比特率的服务，SCR(PCR。但对于其他一些服务种类，SCR可能远小于PCR。PCR与SCR的比值可用来度量数据流的突发性。请注意：持续信元速率SCR并不是在任意一段时间内的平均信元速率！SCR不等于在任意一段很长的时间内发送的信元总数除以总的发送时间。在发送突发性数据时，SCR大于平均信元速率。SCR是一个ATM连接上的平均信元速率的上限值。有了参数SCR就使得网络可以给许多可变比特率的用户合理地分配网络资源，而不必给每一个用户按照其PCR分配资源。
(3)最大突发长度MBS(MaximumBurstSize)在PCR速率下可连续发送的信元最大数目。当用户按照MBS发送整块的数据时，数据块之间必须有足够的间隙使其持续数据率不超过参数SCR。
(4)最小信元速率MCR(MinimumCellRate)是用户能够接受的最小信元传送速率。若网络不能保证此MCR值，用户可拒绝此连接。在可用比特率ABR中，实际的信元速率在MCR与PCR之间，并且会动态地变化。MCR值可以为零。
描述一个连接上的通信量的参数是：
容许的信元时延偏差CDVT(CellDelayVariationTolerance)每一个信元在网络中经受的时延均有差异。当传送话音或视像信息时，应对信元时延偏差规定其上限，否则就不能容许。此参数与PCR或SCR均无关。
描述ATM的服务质量QoS的主要参数有以下三个：
(1)信元传送时延CTD(CellTransferDelay)准确地说，这是从一个信元的最后一个比特离开源UNI到该信元的第一个比特到达目的UNI所经历的时间。实际上，CTD是一个变量，应当用它的概率密度函数来表示。图D2说明了这一情况。图中的的固定时延minCTD是每一个信元都要经历的时延，它包括经过物理媒体的传播时延、发送时延，以及ATM交换机带来的处理时延。在固定时延的基础上还要加上可变时延。这部分时延是由交换机对信元进行缓存和调度所引起的时延。对每一个连接都应规定一个最大信元传送时延maxCTD，只要时延超过maxCTD的信元由于已经失去应用价值就应将其丢弃，或在某些情况下延迟交付。这部分信元所占的比例为(。(是一个很小的数，其量级约为10(10。参数CDV标识到达时间的分散程度。对于实时通信，参数CDV往往比比CDT更为重要。
图D-2信元传送时延的概率密度函数
(2)信元时延偏差CDV(CellDelayVariation)在一个连接中maxCTD与minCTD之差。CDV有时也称为峰峰信元时延偏差(peak-to-peakCDV)。
不应将CDV与CDVT弄混。参数CDV在连接建立时要进行协商（对于交换虚连接），而参数CDVT通常都是在UNI设置的，并且是不能进行协商的。
(3)信元丢失率CLR(CellLossRatio)在一个连接中丢失信元数与所有传输的信元数之比。
ATM的通信量管理机制分为基于连接的通信量管理和基于信元的通信量管理。前者是在连接建立阶段进行的，而后者则是在连接建立后在传送这种信元所使用的管理机制。
基于连接的通信量管理对于可以预测通信量特性的应用（比如实时连续流类型的服务）很有效。此类机制包括两种：连接允许控制CAC(ConnectionAdmissionControl)和网络资源管理。CAC是指对一个新的连接请求，ATM网络根据当时的资源情况和新连接的通信量特性，判断网络能否在接入新连接之后仍然保证已有连接的QoS和这个新连接的QoS。若是，则允许接入，否则就拒绝接入。网络资源管理则沿着连接通路管理可用的网络带宽和所有交换机的缓存，使得所有允许接入的应用都能得到所需的网络资源。实际上，连接允许控制CAC需要得到网络资源管理的报告，才能知道网络资源是否能满足新的连接的需求。
基于信元的通信量管理包括使用参数控制UPC(UsageParameterControl)、通信量整形(TrafficShaping)、调度、缓存管理和反馈控制。UPC是根据用户与网络的通信量合约而进行的。UPC的目的是监视用户是否违反了这个合约，并对违约信元进行适当的处理，例如，可丢弃违约信元，也可将信元首部的CLP比特从0变到1，使该信元成为低优先级信元。常用的UPC算法就是著名的漏桶算法。在ATM论坛的通信量管理规范中，该算法被称为一般信元速率算法GCRA(GenericCellRateAlgorithm)，用来定义用户通信量违约的标准。
D.3ATM服务的五个种类
为了便于通信量管理，ATM论坛制将ATM的服务按照比特率的特点划分为以下5个种类(category)：
(1)恒定比特率CBR(ConstantBitRate)用户提出所需的数据率，而吞吐量、时延和时延偏差均能满足要求。CBR还适用于实时的视像传送系统。
(2)实时可变比特率rt-VBR(real-timeVariableBitRate)可变比特率VBR(VariableBitRate)并不是只有一个速率，它定义了一个正常使用的持续数据率和一个在峰值期间偶尔使用的更快的突发数据率。实时可变比特率rt-VBR主要用于实时电视会议。这时，屏幕上的画面时而相对静止时而变化很快。当采用MPEG标准对视频信号进行压缩时，传输的比特率的变化就很大。rt-VBR就是为了这种需要而提出的。这时，信元时延的平均值和最大偏差都必须受到严格的控制。
(3)非实时可变比特率nrt-VBR(non-real-timeVariableBitRate)和rt-VBR相似，但不指明延偏差非上限，同时允许有少量的信元丢失率。属于这类的如多媒体电子邮件和存放在媒体上的视频信息。
(4)不指明比特率UBR(UnspecifiedBitRate)用来支持“尽最大努力交付”的非实时应用。用户随时可发送数据，但服务质量QoS不能保证，网络对通信量也没有反馈机制。对于UBR也可指明PCR或CDVT，但这都不是必须的。是否要用UBR对通信量进行调整，这要由网络来决定。网络在发生拥塞时可将UBR信元丢弃。
(5)可用比特率ABR(AvailableBitRate)这类服务是对UBR的改进。在传送突发性的数据时，ABR不仅将信元丢失率CLR降低到可接受的程度，而且对网络的可用资源也提供了更加有效的利用。我们知道，当使用恒定比特率传送突发性数据时，若按峰值负荷选择线路带宽，则在轻载时线路的容量将会浪费很多。但若按轻载选择线路带宽，则在重载时又可能出现拥塞。ABR的设计目的是使数据业务（不是实时业务）能够充分利用其他高优先级业务（CBR和VBR）剩下的可用带宽，并试图在所有的ABR用户之间以公平合理的方式动态地共享网络的可用带宽。因此，ABR可提高网络的利用率而不会影响CBR和VBR连接的服务质量。当网络处于轻载时，ABR用户可以按照峰值信元速率PCR来发送数据，因而提高了网络的效率。ABR服务根据网络的当前负荷情况，依靠反馈控制机制调整源端点的发送速率。ABR用户则按照这种反馈，调整自己的发送速率，因而可获得较小的信元丢失率CLR（这点是ABR和UBR的主要区别）和较公平地共享网络的资源。当网络处于重载时，若ABR用户不能按照反馈机制降低信元的发送速率，则该ABR用户将遭受到明显的信元丢失。ABR用户指明的通信量参数是峰值信元速率PCR、容许的信元时延偏差CDVT和最小信元速率MCR。MCR是ABR服务必须给用户提供的最小带宽。若MCR为零，则对ABR用户就没有保证任何的带宽。但即使是这样，只要信道中还有剩余的带宽，ABR的源端点也还是可发送数据的。表D-1是TM4.0规定的ATM的五个服务种类及其属性。
表D-1ATM的五个服务种类及其属性（表中的(表示有这个参数或属性）
CBRrt-VBRnrt-VBRUBRABR
通信量参数：
PCR,CVDT(((((
SCR,MBS,CDVT(((((
MCR(((((
服务质量QoS参数：
CLR(((((
maxCTD,峰峰CDV(((((
其他属性：
带宽保证((((选项
适用于实时通信(((((
适用于突发性通信(((((
用反馈进行流量控制(((((
常用的AAL类123/4,53/4,55
使用场合话音、视像话音数据数据数据
举例T1或E1电路实时电视会议多媒体电子邮件传送文件浏览网页
图D-3说明了ATM的几种不同比特率的区别。图的意思很清楚，不需要更多的解释。
图D-3几种不同比特率的区别
5.3.4附录E最短路径算法——Dijkstra算法
在路由选择算法中都要用到求最短路径算法。最出名的求最短路径算法有两个，即Bellman-Ford算法和Dijkstra算法。这两种算法的思路不同，但得出的结果是相同的。我们在下面只介绍Dijkstra算法，它的已知条件是整个网络拓扑和各链路的长度。
应注意到，若将已知的各链路长度改为链路时延或费用，这就相当于求任意两结点之间具有最小时延或最小费用的路径。因此，求最短路径的算法具有普遍的应用价值。
下面以图E-1的网络为例来讨论这种算法，即寻找从源结点到网络中其他各结点的最短路径。为方便起见，设源结点为结点1。然后一步一步地寻找，每次找一个结点到源结点的最短路径，直到把所有的点都找到为止。
图E-1求最短路径算法的网络举例
令D(v)为源结点(记为结点1)到某个结点v的距离，它就是从结点1沿某一路径到结点v的所有链路的长度之和。再令l(i,j)为结点i至结点j之间的距离。整个算法只有以下两个部分：
(1)初始化
令N表示网络结点的集合。先令N={1}。对所有不在N中的结点v，写出
在用计算机进行求解时，可以用一个比任何路径长度大得多的数值代替∞。对于上述例子，可以使D(v)=99。
(2)寻找一个不在N中的结点w，其D(w)值为最小。把w加入到N中。然后对所有不在N中的结点v，用[D(v),D(w)+l(w,v)]中的较小的值去更新原有的D(v)值，即：
D(v)←Min[D(v),D(w)+l(w,v)](E-1)
(3)重复步骤(2)，直到所有的网络结点都在N中为止。
表E-1是对图E-1的网络进行求解的详细步骤。可以看出，上述的步骤(2)共执行了5次。表中带圆圈的数字是在每一次执行步骤(2)时所寻找的具有最小值的D(w)值。当第5次执行步骤(2)并得出了结果后，所有网络结点都已包含在N之中，整个算法即告结束。
表E-1计算图E-1的网络的最短路径
步骤 N D(2) D(3) D(4) D(5) D(6) 初始化 {1} 2 5 1 ∞ ∞ 1 {1,4} 2 4 ① 2 ∞ 2 {1,4,5} 2 3 1 ② 4 3 {1,2,4,5} ② 3 1 2 4 4 {1,2,3,4,5} 2 ③ 1 2 4 5 {1,2,3,4,5,6} 2 3 1 2 ④
现在对以上的最短路径树的找出过程进行一些解释。
因为选择结点1为源结点，因此一开始在集合N中只有结点1。结点1只和结点2,3和4直接相连，因此在初始化时，在D(2)，D(3)和D(4)下面就填入结点1到这些结点相应的距离，在D(5)和D(6)下面填入∞。
下面执行步骤1。在结点1以外的结点中，找出一个距结点1最近的结点w，这应当是w=4，因为在D(2)，D(3)和D(4)中，D(4)=1，它的之值最小。于是将结点4加入到结点集合N中。这时，我们在步骤1这一行和D(4)这一列下面写入①，数字1表示结点4到结点1的距离，数字1的圆圈表示结点4在这个步骤加入到结点集合N中了。
接着就要对所有不在集合N中的结点（即结点2,3,5和6）逐个执行（E-1）式。
对于结点2，原来的D(2)=2。现在D(w)+l(w,v)=D(4)+l(4,2)=1+2=3>D(2)。因此结点2到结点1距离不变，仍为2。
对于结点3，原来的D(3)=5。现在D(w)+l(w,v)=D(4)+l(4,3)=1+3=4
对于结点5，原来的D(5)=∞。现在D(w)+l(w,v)=D(4)+l(4,5)=1+1=2
对于结点6，现在到结点1的距离仍为∞。
步骤1的计算到此就结束了。
下面执行步骤2。在结点1和4以外的结点中，找出一个距结点1最近的结点w。现在有两个结点（结点2和5）到结点1的距离一样，都是2。我们选择结点5（当然也可以选择结点2，最后得出的结果还是一样的）。以后的详细步骤这里就省略了，读者可以自行完成剩下的步骤。
图E-2用Dijkstra算法求出最短路径树的各个步骤和在结点1的路由表
最后就得出以结点1为根的最短路径树。图E-2给出了各步骤执行后的结果。从最短路径树可清楚地找出从源结点(结点1)到网内任何一结点的最短路径。图E-2还给出了在结点1的路由表。此路由表指出对于发往某个目的结点的分组，从结点1发出后的下一跳结点（在算法中常称为“后继结点”）和距离。当然，像这样的路由表，在所有其他各结点中都有一个。但这就需要分别以这些结点为源结点，重新执行算法，然后才能找出以这个结点为根的最短路径树和相应的路由表。
5.3(5
6542317发送成功发送成功发送成功冲突重发冲突重发冲突重发冲突再重发ttttt站1站2站N–1站N…T02345671帧到达T0T0T0T0?站1站2站(N–1)站N总线信道接口0.200.100.51.01.52.00GS(G?,S?)不稳定区域0.184T0T0RT0RT0T1RT0tKT0T2冲突重传(时延最小)冲突再重传(时延最大)0.51.01.52.02.500.100.200.300.40SG0.3680.184时隙ALOHA纯ALOHA冲突重传冲突重传站1站2T0T0tt帧到达帧到达帧到达帧到达0.10.20.30.401234D/T0S时隙ALOHA纯ALOHA5时间H连接1，XMb/s连接2，YMb/s48字节，YMb/s48字节，XMb/sAAL层ATM层物理层HHHHHHHHHHHHHHHATM层SAP物理层SAP物理层开销OAMF5时间信道容量CBRVBRABRUBR1211152233532456112111224536114111451112245步骤1步骤2步骤3初始化111122453步骤4步骤5目的结点下一跳结点距离222343441542644结点1的路由表选择结点1为源结点概率密度函数1???固定时延minCTD信元时延偏差CDV丢弃或延迟交付最大信元传送时延maxCTD信元传送时延CTD0 |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
