网络是连接设备的一组集合。无论何时只要拥有了多台设备，就会产生这样一个问题——如何将它们连接起来、实现一对一的通信。一种解决方案是：在每对设备之间建立点到点连接（网状拓扑），或者在一台中心设备与其他所有设备之间建立点到点的连接（星型拓扑）。但是，在应用于规模很大的网络时，这些方法不切实际而且很浪费：链路的数量和长度需要太多的基础设施，从而使成本效益很低；多数链路在大多数时间内是空闲的。其他拓扑结构采用了多点连接，如总线拓扑，这种方案也被排除，原因是设备之间的距离和设备总数的增长，会超出介质和设备的容量。

一种更好的解决方案是交换 switching ，即采用交换网络——将多个计算机网络或通信网络相互连接，以实现信息交换和资源共享的技术叫网络互联技术，也即网络交换技术。交换网络由一系列互联的节点构成，这些节点称为交换机 switch ，交换机能在链接到交换机的两台或多条设备之间，建立起临时连接（即组建局域网和VLAN）。在交换网络中，一些节点连接到端系统 end system（比如计算机或电话系统），另一些只是用于路由选择。图8.1表示了一个交换网络，端系统（通信设备）标以 A, B, C, D 等，交换机标以 I, II, III, IV, V ，每个交换机连接多条链路。

Switching provides a practical solution to the problem of connecting multiple devices in a network. It is more practical than using a bus topology; it is more efficient than using a star topology and a central hub. Switches are devices capable of creating temporary connections between two or more devices linked to the switch.

传统上，有三种重要的交换方式：电路交换、分组交换、报文交换，前两种目前普遍使用。第三种（在报文交换中，每个交换机存储整个报文，并转发到下一个交换机）在一般通信中已逐步淘汰——尽管在低层看不见报文的交换，但它仍然存在于某些网络应用中，如电子邮件 E-mail 。

我们将当前网络分为三大类：电路交换网、分组交换网、报文交换网。分组交换网进一步划分为两个子类：虚电路网和数据报网。如图8.2 交换网分类法所示：

由于虚电路网具有与电路交换网、数据报网同样的一些特性。所以，先讨论电路交换网和数据报网，再讨论虚电路网。目前，分组交换网的趋向是数据报网和虚电路网的结合。网络根据数据报寻址的思想，对第一个分组进行路由选择，然后为同一个源端和目的端的、所有其余的分组建立一个虚电路网。后面几章，会看到一些这样的网络。

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8.1 电路交换网络

电路交换网络 circuit-switched network 是由物理链路连接的一组交换机组成的。两个站点的连接，是由一条或多条链路组成的专用路径来实现，然而，每次连接仅使用每条链路上的一条专用通道。电路交换网中，通常每条链路用 FDM 或 TDM 划分成 $n$ 个通道（见第6章）。

图8.3表示了一个有四个交换机和四条链路的电路交换网络，每条链路用FDM或TDM划分成 $n$ 条通道（图中 $n=3$）。为了强调链路划分成通道，这里采用明显复用符号，即使复用可隐含在交换机结构中。

端系统（比如计算机或电话）直接连到交换机。为了简明起见，这里仅表示了两个端系统。当端系统 $A$ 需要与端系统 $M$ 通信时，系统 $A$ 需要向 $M$ 发送一个连接请求，这个连接请求必须被所有交换机接收，包括 $M$ 本身的交换机。这称为建立阶段 setup phase ；在每条链路上预订一个电路（即通道），并将这些电路（通道）联合起来，指定一条专用路径。当建立了这些连接的电路（通道）的专用路径后，数据传输 data transfer 才可以进行。所有数据传输完以后，拆除这些电路，即拆除阶段 teardown phase 。

要强调的是：

• 电路交换在物理层；
• 在电路交换中，开始通信前（即建立阶段），站点必须对通信期间的资源进行预留。这些资源包括通道（FDM的带宽和TDM的时隙）、交换机的缓冲区、交换机处理时间和交换机输入/输出端口等，在整个数据传输期间必须保留专用，直到拆除为止；
• 两个站点之间的数据传输不打包（物理层传输信号）。尽管可能存在有间隙，但源站点发送连续的数据流，由目的站接收这些数据流。
• 建立阶段存在端到端的寻址，但数据传输期间不寻址，交换机基于它们所占有的频带（FDM）和时隙（TDM）发送数据。

【例8.1】考察在一个小范围内连接 $8$ 台电话机的电路交换网络，其通信通过 $4kHz$ 的语音通道，假定每条链路用 FDM 连接最大语音通道是两个，每条链路带宽为 8kHz 。下图中表示了电话机 $1$ 连接到电话机 $7$ ，电话机 $2$ 连接到电话机 $5$ ，电话机 $3$ 连接到电话机 $8$ ，电话机 $4$ 连接到电话机 $6$ 的情况。当新连接发生时，情况会有变化；交换机控制这些连接。

【例8.2】作为另一个例子，考虑某个私人公司两个远程办公室计算机的连接，办公室从通信服务提供商租用 T-1 专用线连接这些计算机。在网络中，有两台 $4\times 8$（$4$ 输入 $8$ 输出）交换机。每台交换机中 $4$ 个输出端与输入端重叠，以允许同一办公室的计算机之间通信，另外 $4$ 个输出端允许两个办公室间通信。

8.1.1 三个阶段

电路交换网实际通信中，有三个阶段：连接建立、数据传输和连接拆除。

1. 连接建立阶段

在双方（或电话会议中多方）通信之前，需要建立一条专用电路（链路中的通道的组合）。端系统通常通过专用线路连接到交换机，于是连接建立的意思是，交换机之间建立一些专用通道。

例如，在图8.3中，当系统 A 要求与系统 M 连接时，它发送一个含有 M 地址的连接请求给交换机 I 。为此目的，交换机 I 发现它与交换机 IV 之间有一条专用的通道。然后交换机 I 向交换机 IV 发送一个请求，交换机 IV 发现它与交换机 III 之间有一条专用通道。此时，交换机 III 把系统 A 的意图通知系统 M 。

下一步做出一次连接，系统 M 必须反方向发送一个确认给系统 A 。仅当系统 A 接收到这个确认之后，连接才建立。

注意：端到端系统的寻址要求「建立两个端系统之间的连接」。例如，计算机的地址是由TDM网络管理者给定的，或电话号码是由FDM网络管理者给定的。

2. 数据传输阶段

专用电路（链路中的通道的组合）建立后，双方可传输数据。

3. 连接拆除阶段

当任何一方要撤销连接，就向每台交换机发送一个信号，以释放资源。

8.1.2 效率

因为资源在整个连接期间都被占用，这些资源不能被其他连接所用，所以电路交换网的效率不及其他两类网络类型的效率。在电话网中，当人们结束对话时，就终止通信。可是在计算机网络中，即使长时间没有通信，一台计算机也可能与另一台计算机相连，此时允许拥有专用资源的意思是「不能用于其他连接」。

8.1.3 延迟

尽管通常认为电路交换网的效率低，但这种网络的延迟最小。在连接期间，资源被分配给该连接，每个交换机没有延迟。图8.6表示了仅有两台交换机的电路交换网络延迟的概念。

如图8.6所示，每台交换机没有等待时间，整个延迟时间是建立连接需要的时间、数据传输时间、拆除电路时间。有建立所引起的延迟是 $4$ 个部分和：源计算机请求的传播时间（第一个绿色框的斜度）、请求信号的传输时间（第一个绿色框的高度）、目的计算机确认的传播时间（第二个绿色框的斜度）、确认信号的传输时间（第二个绿色框的高度）。数据传输延迟是 $2$ 个部分和：传播时间（浅蓝色框的斜率）和数据传输时间（浅蓝色框的高度），它可能很长。第三个框表示了拆除电路所需的时间。图中表示了接收方请求撤销连接，产生的最大延迟。

8.1.4 电话网中电路交换技术

在第9章中会看到，电话公司以前选择电路交换方法在物理层中进行交换，目前趋向转用其他交换技术。例如，采用全球地址的电话号码，用7号信令系统（称为 SS7）建立连接和撤销连接。

传统电话网在物理层的交换，采用电路连接方法。

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8.2 数据报网络

在数据通信中，我们需要从一个端系统发送报文到另一个端系统。如果经过分组交换网络传送报文，则报文必须划分为一些固定长的分组或可变长的分组，分组长度由网络和控制协议决定。

在分组交换中，（和电路交换不同的是）对分组不存在资源预先分配。即链路没有预留的带宽，对每个分组没有安排预定的处理时间。资源按需分配，基于先来先服务的原则。当交换机接收到一个分组时，不管它是源端还是目的端，如果还有其他分组正在处理，该分组必须等待。当然，没有预留可能会发生延迟，比如没有预定就去餐馆就餐，可能会等待。

其中，在数据报网络 datagram network 中，每个分组独立处理，与其他分组无关。即使某个分组是多分组传输的一个部分，网络处理它就像它是单独存在一样，这种方法的分组称为数据报 datagram 。数据报交换通常是在网络层。此处简要对数据报网、电路交换网、虚电路交换网进行比较，第四部分将详细讨论它。

图8.7表示了站点 $A$ 如何传递四个分组到站点 $X$ 的数据报方法，传统上称数据报网的交换机为路由器，这就是为什么要在图中的交换机使用不同的符号。在本例中，所有四个分组（或数据报）都属于同一报文，但可能经过不同的路径传送到目的端。之所以这样是由于链路包含来自其他源端发送的分组，而没有足够的带宽携带从 $A$ 到 $X$ 的所有分组。这种方法可能引起传输的数据报到达目的端，由于分组之间延迟不同而失序；也可能由于缺少资源，引起分组丢失。在多数协议中，在传送到应用层之前，由上层负责数据报重新排序或寻找丢失的数据报。

数据报网有时也称为无连接网络 connectionless network 。此处无连接的意思是交换机（分组交换机）不保存有关连接状态的信息，不需要建立连接阶段，也不需要拆除阶段。每个分组不管源端和目的端，由交换机同样处理。

8.2.1 路由表

如果没有建立和拆除连接阶段，在数据报网络中如何将分组传送到它的目的端？在这种类型的网络中，每个交换机（分组交换机）都有一个基于目的地址的路由表。路由表是动态的，周期性进行修改。表中记录目的地址和相应的转发端口，这与「电路交换网在建立阶段完成表的项目、在拆除阶段结束时删除」不同。图8.8表示了交换机的路由表：

目的地址 数据报网络中每个分组有一个头部，它包含分组的目的地址。当交换机接收到分组时，检查目的地址，查阅路由表找到对应的输出端口，通过它转发出去。不像虚电路交换网中的地址，数据报网分组的头部中的这个目的地址，在分组传送期间保持不变。

8.2.2 效率

数据报网的效率比电路交换网高。仅当有传输的分组时，才分配资源。如果源端发送一个分组，在另一个分组可发送前，存在很少时间延迟。对于来自其他源端的分组，在这段时间，需重新分配资源。

8.2.3 延迟

数据报网的延迟比虚电路交换网长。虽然数据报网没有建立阶段与拆除阶段，但每个分组在转发前、在交换机会有等待。另外，由于报文中所有分组不需要通过同一个交换机传送，因此报文的分组延迟不一致。图8.9给出了单个分组在数据报网中延迟的例子。

分组通过两个交换机传送，存在三个传输时间 $3T$ 、三个传播延迟（线的斜度 $3\tau$）和两个等待时间（$w_1+w_2$）。不计算每个交换机处理时间，则：
$$总延迟时间=3T+3\tau +w_1+w_2$$

8.2.4 因特网中的数据报网

将在后面几章看到，因特网在网络层选择数据报方法进行交换。采用网络层规定的统一地址（IP地址），寻找从源端到目的端的路径。

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8.3 虚电路网络

虚电路网络 virtual-circuit network 是结合电路交换网络与数据报网络的产物，它具有两者的某些特征：

1. 在数据传输阶段，如同电路交换网络一样，有建立连接阶段与拆除连接阶段；
2. 同电路交换网络（或数据报网络）一样，（按需）在建立阶段期间分配资源；
3. 同数据报网络一样，数据被划为分组，每一分组的头部含有地址，但它具有的是本地的权限（它定义下一个交换机和传送分组的通道应该是什么）、而不是端到端的权限。如果分组没有携带最终目的地址，中间交换机如何知道应该将分组发送到何处？下一节讨论虚电路标识符时，将明确这一问题；
4. 同电路交换网络一样，所有分组沿着连接期间建立的路径传送；
5. 虚电路网络通常在数据链路层实现，而电路交换网络是在物理层实现，数据报网络在网络层实现，但在将来这可能会变化。

图8.10是虚电路交换网络的实例。网络的交换机执行从源端到目的端的通信量交换，源端或目的端可以是计算机、分组交换机、网桥或连接网络的任何设备。

8.3.1 编址

在虚电路网络中，有两类编址：全局的和本地的（虚电路标识符）。

1. 全局编址

源端或目的端需要有一个全局地址，该地址是一个广域网范围内或国际范围内（如果这个广域网是一个国际网络的一个部分）唯一地址。然而，虚电路网络中的全局地址仅用于（在建立连接阶段）建立虚电路标识符，如下所述。

2. 虚电路标识符

实际用于数据传输的标识符称为虚电路标识符 virtual circuit identifier, VCI 。与全局地址不同，一个VCI是一个仅在交换机范围内的小数字，由两个交换机之间的帧来使用。当一个帧到达一个交换机时，它有一个VCI，当它离开时，它有另一个VCI。图8.11说明了数据帧中的VCI从一个交换机到另一个交换机时，是如何变化的。注意：既然每个交换机都可以使用自己唯一的VCI集，因此VCI不必是一个大的数字。

8.3.2 三个阶段

如电路交换网一样，虚电路中的源端与目的端也需要经历三个阶段：建立连接、数据传输和拆除连接。在建立连接阶段，源端和目的端使用各自的全局地址，帮助交换机为连接建立表项；在拆除连接阶段，源端和目的端通知交换机删除相应的表项。数据传输发生在这两个阶段之间。

先讨论数据传输阶段，这样更直接，然后再讨论建立连接阶段和拆除连接阶段。

1. 数据传输阶段

为了从源端向目的端传输帧，在建立连接阶段，所有交换机需要为这个虚电路建立表项。这个表，最简单的形式有四列，这意味着交换机需要知道已经建立的虚电路的四个信息。在第2节说明这一点，现在假设每个交换机已经为每个活动的虚电路建立了表项。图8.12显示了这样的一个交换机和它相应的表。

图8.12表示，一个VCI是 $14$ 的帧到达端口 $1$ 。当该帧到达时，交换机在表中查找端口 $1$ 和VCI $14$ 。找到后，交换机知道应该将VCI改成 $22$ 并从端口 $3$ 发送输出。

图8.13说明了一个帧如何从源端 $A$ 到达目的端 $B$ 以及VCI在这个过程中如何变化。==每个交换机都更改VCI并路由该帧。

数据传输阶段一直保持活动，直到源端向目的端发送完所有的帧。对报文的所有帧来说，交换机的这个程序都是一样的。这个过程中使用「源端和目的端之间建立的虚电路」，而不是实际电路。

2. 建立阶段

在建立阶段，一个交换机为虚电路生成一个入口。例如，假定源 $A$ 需要生成到 $B$ 的虚电路，需要两个步骤：建立请求和确认。

一个连接请求的帧从源端发送到目的端。图8.14表示了这一过程：

1. 源端 $A$ 向交换机1发送一个建立连接帧；
2. 交换机1接收这个建立请求帧。它知道从 $A$ 到 $B$ 的帧要经过端口 $3$（如何知道这个信息是以后讨论的问题）。在建立连接阶段，交换机担当分组交换机的作用，它有一个和交换表不同的路由表。假设它知道输出端口，交换机为这个虚电路在表中建立一个表项，但它只填表中四列的三列：输入端口（1）、输入VCI（14）、输出端口（3）。它仍然不知道输出VCI，这个VCI将在确认步骤中找到。然后，这个交换机通过端口 $3$ 向交换机 $2$ 转发该帧。
3. 交换机2接收这个建立请求帧。与在交换机1中发生的情况一样，完成了表的三列：在这个情形中是输入端口（1）、输入VCI（66）、输出端口（2）。
4. 交换机3接收这个建立请求帧。同样完成了三列：输入端口（2）、输入VCI（22）、输出端口（3）。
5. 目的端 $B$ 接收这个建立请求帧。如果它准备好接收从 $A$ 发来的帧，它就分配一个VCI给 $A$ 来的输入帧，这里是 $77$ ，这一VCI让目的端知道帧是从 $A$ 来的，而不是从其他源端发出的。
   

一个称为确认帧的特殊帧可以完成交换表中的表项。图8.15说明了这个过程。

1. 目的端给交换机 $3$ 发送一个确认。这个确认帧携带有全局源端地址和目的端地址，因此交换机知道该完成交换表中的哪个表项。这个帧还携带有VCI（77），这是由目的端选择的、作为从 $A$ 来的帧的输入VCI。交换机3使用这个VCI完成这个表项的输出VCI列。注意，$77$ 是目的端 $B$ 的输入VCI，也是交换机3的输出VCI。
2. 交换机3向交换机2发送一个确认帧，这个帧含有在前一步骤中选择的、自己表中的输入VCI。交换机2使用这个VCI，作为自己表中的输出VCI。
3. 交换机2向交换机1发送一个确认帧，这个帧含有在前一步骤中选择的、自己表中的输入VCI。交换机1使用这个VCI，作为自己表中的输出VCI。
4. 最后，交换机1向源端 $A$ 发送一个确认帧，这个帧含有在前一步骤中选择的、自己表中的输入VCI。
5. 源端使用这个VCI，作为准备发送给目的端 $B$ 的数据帧的输出VCI。
   

3. 拆除连接阶段

在这个阶段中，当源端 $A$ 向 $B$ 发送完所有的帧后，再发送一个称为拆除请求的特殊帧。目的端 $B$ 用一个拆除确认帧来响应。所有的交换机从各自的表中删除相应的表项。

8.3.3 效率

正如前诉，在连接建立阶段，虚电路网络要作资源预留，或在数据传输阶段按需分配资源。在第一个情况，每个分组延迟都相同；在第二种情况下，各分组延迟可能不同。虚电路网络的最大一个优点就是资源都按需分配——源端可检测资源可利用的程度，而不必真实预留。如同一个家庭去餐馆就餐，尽管餐馆不接受预定（即不预留资源，而是按需分配席位），而家庭可打电话查明等待时间，这可节省时间与精力。

在虚电路交换中，属于相同源端和目的端的所有分组都按同一路径传送；但如果资源按需分配，分组达到目的端可能有不同延迟。

8.3.4 虚电路网络延迟

在虚电路网络中，建立阶段有一个时间延迟，拆除阶段有一个时间延迟。如果在建立阶段分配资源，则个别分组没有等待时间。图8.16表示了虚电路网络中一个分组经过两个交换机传送的延迟。

分组经过两个交换机（路由器）传送，有三个传输时间（$3T$）、三个传播时间（$3\tau$），数据传输由斜线描述（即传播时间）。建立阶段延迟（包括两个方向的传输与传播）与拆除阶段延迟（包括一个方向传输和传播）。我们不计入每个交换机处理时间。总的延迟时间是：
$$总延迟=3T+3\tau +建立阶段延迟+拆除阶段延迟$$

8.3.5 广域网中电路交换技术

在交换广域网中，数据链路层通常采用虚电路技术实现。在第18章中，讨论用于广域网的虚电路网络，如帧中继网和ATM网。这种虚电路技术非常适用于链路层。

广域网的基本概念：当主机之间的距离较远时，例如相隔几十或几百公里甚至几千公里，局域网显然就无法完成主机之间的通信任务。这时就需要另一种结构的网络，即广域网。相距较远的局域网通过路由器与广域网相连，组成了一个覆盖范围很广的互联网。
应当注意：

• 即使是覆盖范围很广的互联网，也不是广域网，因为在这种网络中，不同网络的“互连”才是其最主要的特征。
• 广域网是单个的网络，它使用结点交换机连接各主机，而不是用路由器连接各网络——结点交换机在单个网络中转发分组，而路由器在多个网络构成的互联网中转发分组。
• 连接在一个广域网（或一个局域网）上的主机在该网内进行通信时，只需要使用其网络的物理地址即可。

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8.4 交换机结构

在电路交换网和分组交换网中，我们使用交换机。本节讨论每种类型网络所用的交换机结构。

8.4.1 电路交换机结构

目前，电路交换机此采用两个技术：空分交换机和时分交换机。

1. 空分交换机

在空分交换 space-division switching 中，电路中的每条通路在空间上是相互分离的。这种技术最初用于模拟网络，但是目前它被同时使用在模拟和数字网络中。它是由多种设计方案，经过很长时间才逐步发展起来的。

(1) 纵横制交换机

纵横制交换机 crossbar switch 在栅格中将 $n$ 个输入连接到 $m$ 个输出，连接方法是在每个交叉点 crosspoint 使用微电子开关（晶体管）（见图8.17）。

这种设计方法的主要限制是所需要的交叉点的数量。使用纵横制交换机将 $n$ 个输入连接到 $m$ 个输出，需要 $n\times m$ 个交叉点。例如，将 $1000$ 个输入连接到 $1000$ 个输出，需要一个具有 $1000000$ 个交叉点的纵横制交换机。一台具有如此多数量交换点的纵横制交换机是不切实际的。这种交换机的效率也不高，统计表明，在任何时候，只有低于 $25\%$ 的交叉点处于工作状态，而其他交叉点都处于闲置状态。

(2) 多级交换机

多级交换机 解决纵横制交换机限制的一种方案是使用多级交换机 multistage switch ，它将多台纵横制交换机按多级（通常是3级）结构组合在一起，如图3.18所示。在单个纵横交换机中，任何连接仅有一行或一列（一条路由）是激活的，所以需要 $N\times N$ 个交叉点。如果在交换机中允许多条路径，则可以降低交叉数。中间级（第二级）每一个交叉点可被第一级或第三级交叉点访问。

设计三级交换机，按照下列步骤：

1. 将 $N$ 条线划分为组，每组为 $n$ 条输入线。对每组用一个 $n\times k$ 纵横交换机，其中 $k$ 是中间级纵横交换机的个数。换言之，第一级有 $N/n$ 个纵横交换机，每个具有 $n\times k$ 个交叉点；
2. 在中间级，使用 $k$ 个 $(N/n)\times (N/n)$ 纵横交换机；
3. 在第三级，使用 $N/n$ 个 $k\times n$ 纵横交换机。
   

计算总的交叉点的个数如下，它比单级交换机的交叉点个数 $N^2$ 小了许多：
$$\frac{N}{n}(n\times k)+k\times (\frac{N}{n}\times \frac{N}{n})+\frac{N}{n}(k\times n)=2kN+k(\frac{N}{n}{)}^2$$

【例8.3】设计一个 $200\times 200$ 交换机 $(N=200)$ ，其中 $k=4$ 和 $n=20$ .
解：如果使用单级交换机，交叉点个数为 $40000$ 。使用三级交换机，在第一级有 $N/n=200/20=10$ 个 $20\times 4$ 纵横交换机，第二级有 $k=4$ 个 $10\times 10$ 纵横交换机，第三级有 $10$ 个 $4\times 20$ 交换机。总的交叉点个数是 $10\times 20\times 4+4\times 10\times 10+10\times 4\times 20=800+400+800=2000=2kN+k(N/n{)}^2=2\times 4\times 200+4\times 10^2$ 。它是单级纵横交换机的交叉点的个数的百分之五。

图8.3中多级交换机有一个缺点，在高通信量时会引起阻塞 blocking 现象。多级交换的想法是共享中间级纵横级的交叉点。如果资源有限，并且同一时刻所有用户都请求连接，那么共享会引起有效性的短缺。阻塞是指输入无法连接到输出的情形，因为此时两者之间没有可用的路径，所有可能的中间级交换机都被占用了。

在单级交换机中，不会发生阻塞现象。因为输入和输出的所有组合都有自己的交叉点，所以总是有路径存在（两个输入端试图连接到同一个输出端的情况不计算在内，因为此时通路没有阻塞，只是输出端很忙）。然而，在上述【例8.3】中描述的多级交换机中，第一组 $20$ 个输入中只有 $10$ 个能够同时使用交换机，同样，第二组 $20$ 个输入中只有 $10$ 个能够同时使用交换机，依次类推。中间交换机个数少可能形成阻塞现象。

(3) Clos准则

在大规模系统中，如那些有 $10000$ 个输入和输出的系统，级数的增加能迅速降低所需交叉点的数量。但是随着级数的增长，产生阻塞的可能性也随之增大。例如，一次自然灾害后，公用电话系统经常阻塞，此时要求确认亲属情况的电话数量，远远超过了系统的常规负荷。

Clos研究了多级交换机没有阻塞的条件，提出了下面的Clos准则：在一个没有阻塞的交换机中，中间级交换机的个数必须大于等于 $2n-1$ ，即 $k\ge 2n-1$ 。

注意，交叉点个数仍少于单级交换机的个数。现在对固定的 $N$ ，用Clos准则确定交换点的最小个数。对于 $n$（仅有的可变量）推导出公式，并发现其结果 $n$ 必须大于等于 $(\frac{N}{2}{)}^{1/2}$ 。此时，总交叉点的个数大于等于 $4N[(2N{)}^{1/2}-1]$ 。

【例8.4】用Clos准则和最小交叉点个数重新设计前面三级 $200\times 200$ 交换机。
解：设 $n=(200/2{)}^{1/2}=10$ ，计算得 $k=2n-1=19$ 。第一级有 $200/10=20$ 个 $10\times 19$ 交叉点的纵横交换机，第二级有 $19$ 个 $20\times 20$ 交叉点的纵横交换机，第三级有 $20$ 个 $19\times 10$ 交叉点的纵横交换机。总的交叉点个数为 $20\times 10\times 19+19\times 20\times 20+20\times 19\times 10=15200$ 。这个三级交叉点的个数是单级交换机交叉点个数的 $38\%$ ，多于【例8.3】中交叉点的个数，这些额外交叉点是防止阻塞所需的。

使用Clos准则和最小交叉点个数的多级交换，仍然要求很大的交叉点个数。例如，有 $100000$ 条输入/输出线的交换机，需要接近2亿个交叉点。这就是说，如果在城市中，电话公司需要一台交换机提供10万台电话机的连接，则它需要2亿个交叉点。如果允许阻塞，则这个数字可降低。目前，电话公司使用时分交换或空分和时分相结合的交换机。

2. 时分交换机

时分交换 time-division switching 采用时分复用 TDM 在交换机内部实现交换。最常用方法是时隙互换 time-slot interchange, TSI 。

(1) 时隙互换

图8.19说明了一个将四条输入线路连接到四条输出线路的系统。设想每一条输入线路按这一模式，将数据发送到一条输出线路：1 -> 3, 2 -> 4, 3 -> 1, 4 -> 2 。该图将一个TDM复用器、一个TDM分离器和一个TSI组合在一起，其中TSI是由多个存储单元的随机访问器（RAM）构成。每个存储单元的大小与单个时隙的大小相同。存储单元的个数与输入端的个数相同（多数情况，输入端与输出端的个数相同）。RAM中存储的是顺序接收的时隙数据。然后，时隙按照控制单元的决策发送出去。

(2) 时分交换与空分交换机结合

在比较空空分交换和时分交换时，常会出现一些有趣的情况。空分交换的优势是它是瞬态的，缺点是空分交换的有效性（即拥塞可以忍受）是由交叉点数量决定的。时分交换的优势是它不需要交叉点，缺点是在使用TSI时，对每个连接的处理会产生延迟，每个时隙必须存储在RAM中，然后被检索和传递。

在第三种可选方法中，将空分和时分技术结合起来，以充分利用两者的优点。将两种方法组合产生的交换，可以在物理上（交叉点的个数）和时间上（延迟时间）进行优化。这一类多级交换机，可以设计为时间-空间-时间交换机 time-space-time, TST 。

图8.20说明了一种简单的TST交换机，包括两级时分交换、一级空分交换，具有12路输入和12路输出。它不是使用一台时分交换机，而是将所有输入分3组（每组4个输入）并连接到3台时隙交换机中。这样做的结果是，平均延迟只是使用单一时隙交换机处理12个输入所产生的延迟时间的 $\frac{1}{3}$ 。最后一级是第一级的镜像，中间级是一台空分交换机（纵横制），它连接到TST交换机组，使所有可能的输入/输出对之间建立连接（比如，将第一组中的输入3连接到第二组中的输入7）。

8.4.2 分组交换机结构

分组交换网用的交换机，与电路交换网所用的交换机不同。分组交换机有四个部分：输入端口 input port 、输出端口 output port 、路由处理器 routing processor 、交换结构 switching fabric 。如图8.21所示。

1. 输入端口

输入端口执行分组交换机的物理层与数据链路层的功能——将接收信号转换成位，将帧分解成分组，进行差错检测与纠错，准备由网络层发送分组。除物理层处理器和数据链路层处理器之外，在分组转向交换结构前，输入端口有缓存器（队列）保存分组。图8.22表示了输入端口的框图。

2. 输出端口

输出端口执行的功能与输入端口相同，但是顺序相反——首先对输出分组进行排队，然后将分组封装成帧，最后利用物理层功能，将帧（转换为位再）转换为信号，在线路上发送。图8.23表示了输出端口的框图。

3. 路由处理器

路由处理器执行网络层的功能——利用目的地址寻找下一条的地址和输出端口号，通过它发送分组。因为路由处理器寻找路由表，有时这个动作称为路由表查寻 table lookup 。在最新的分组交换机中，为了加速与方便该进程，将路由处理器的功能移到输入端口。

4. 交换结构

在交换机中，最艰难的任务是从输入队列将分组传送到输出队列，该动作的速度影响输入/输出队列的长度、以及分组总传输延迟。过去的分组交换机实际上是专用的计算机，它的存储器或总线用作交换结构，输入端口将分组保存在存储器中，输出端口从存储器中取出分组；目前，分组交换机则是专门的机制，有各种各样的交换结构。

(1) 纵横交换机

交换机制最简单的类型，就是纵横交换机的结构，前节已论述过。

(2) Banyan交换机

一个比纵横交换机更实际的方法是 banyan 交换机 banyan switch（以榕树命名）。榕树交换机是一个多级交换，每一级有微交换，并基于表示为二进制串的输出端口来发送分组。对于 $n$ 个输入和 $n$ 个输出，我们将有 ${\log }_{2}n$ 级，每级有 $n/2$ 个微交换。第一级基于二进制串的最高位发送分组，第二级基于二进制串的次高位发送分组，依次类推。图8.24表示了有 $8$ 个输入和 $8$ 个输出的榕树交换机，级数是 ${\log }_{2}8=3$ 。

图8.25表示了操作，在a部分中，一个分组到达输入端口1，且应该去输出端口6（二进制 $110$）。第一级微交换 A-2 基于第一位（1）发送分组，第二级微交换 B-4 基于第二位（1）发送分组，第三级微交换 C-4 基于第三位（0）发送分组。在b部分中，一个分组到达输入端口5，且应该去输出端口2（二进制 $010$）。第一级微交换 A-2 基于第一位（0）发送分组，第二级微交换 B-2 基于第二位（1）发送分组，第三级微交换 C-2 基于第三位（0）发送分组。

(3) Batcher-banyan交换机

banyan 交换机中，存在问题是即使两个分组不是前往相同的输出端口，也可能存在内部冲突。这个问题可通过对目的端口对到达的分组进行排序来解决。

K.E.Batcher设计了一种交换机，放在 banyan 交换机之前，并根据输入分组的最终目的对分组进行排序。这种组合称为 Batcher banyan 交换机 Batcher-banyan switch 。排序交换机采用硬件合并技术，此处不详细讨论。

通常，将另一个称为陷阱 trap 的硬件模块加到 Batcher 交换机与 Banyan 交换机之间（见图8.26）。陷阱模块防止重复的分组（具有相同输出目的地的分组）同时通过 Banyan 交换机。在每个时间节拍，对每个目的地仅有一个分组；如果存在多于一个分组，它们就应该等待下一个节拍。

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8.5 数据报与虚电路

网络层为接在网络上的主机所提供的服务可以有两大类：

• 无连接的网络服务（数据报服务）
• 面向连接的网络服务（虚电路服务）

无连接的网络服务具有以下特征：

• 网络随时接受主机发送的分组（即数据报），并为每个分组独立地选择路由；
• 网络尽最大努力地将分组交付给目的主机，但网络对源主机没有任何承诺；
• 网络不保证所传送的分组不丢失，也不保证按源主机发送分组的先后顺序，以及在时限内必须将分组交付给目的主机；
• 当网络发生拥塞时，网络中的结点可根据情况将一些分组丢弃。
  

由此可见，数据报提供的服务是不可靠的，它不能保证服务质量。实际上“尽最大努力交付”的服务，就是没有质量保证的服务。

面向连接的网络服务中，主机 $H_1$ 先向主机 $H_5$ 发出一个特定格式的控制信息分组，要求进行通信，同时寻找一条合适路由。若主机 $H_5$ 同意通信就发回响应，然后双方就建立了虚电路。

同理，主机 $H_2$ 和主机 $H_6$ 通信之前，也要建立虚电路。

在虚电路建立后，网络向用户提供的服务，就好像在两个主机之间建立了一对穿过网络的数字管道。所有发送的分组都按顺序进入管道，然后按照先进先出的原则，沿着此管道传送到目的站主机。到达目的站的分组顺序就与发送时的顺序一致，因此网络提供虚电路服务，对通信的服务质量 Quality of Service, QoS 有较好的保证。

事实上，这两种服务的思路来源不同：

• 虚电路服务的思路来源于传统的电信网。电信网负责保证可靠通信的一切措施，因此电信网
  的结点交换机复杂而昂贵。
• 数据报服务力求使网络生存性好，使对网络的控制功能分散，因而只能要求网络提供尽最大
  努力的服务。可靠通信则由用户终端中的软件（即TCP）来保证。

数据报服务和虚电路服务的优缺点，都相当明显：

• 网络上传送的报文长度，在很多情况下都很短。用数据报既迅速又经济。若用虚电路，为了传送一个分组，要建立虚电路和释放虚电路，就显得太浪费网络资源了。
• 在使用数据报时，每个分组必须携带完整的地址信息。在使用虚电路的情况下，每个分组不需要携带完整的目的地址，而仅需要有个很简单的虚电路号码的标志。这就使分组的控制信息部分的比特数减少，因而减少了额外开销。
• 在使用数据报时，主机承担端到端的差错控制和流量控制。在使用虚电路时，分组按顺序交付，网络可以负责差错控制和流量控制。
• 数据报服务对军事通信有其特殊的意义。当某个结点发生故障时，后续的分组就可另选路由，因而提高了可靠性。但在使用虚电路时，如果结点发生故障，就必须重新建立另一条虚电路。数据报服务还很适合于将一个分组发送到多个地址（即广播或多播）。

对比的方面	虚电路服务	数据报服务
思路	可靠通信应当由网络来保证	可靠通信应当由用户主机来保证
连接的建立	必须有	不要
目的站地址	仅在连接建立阶段使用，每个分组使用短的虚电路号	每个分组都有目的站的全地址
分组的转发	属于同一条虚电路的分组，均按照同一路由进行转发	每个分组独立选择路由进行转发
当结点出故障时	所有通过出故障的结点的虚电路均不能工作	故障结点可能丢失分组，一些路由可能会发生变化
分组的顺序	总是按发送顺序到达目的站	到达目的站时不一定按发送顺序
端到端的差错处理和流量控制	可以由分组交换网负责，也可以由用户主机负责	由用户主机负责

在网络层，数据报服务与虚电路服务之争无疑以前者的获胜而结束——让网络只提供数据报服务，可以大大简化网络层的结构，而且随着技术的进步，网络出错的概率已越来越小，因而让主机负责端到端的可靠性不但不会给主机增加更多的负担，反而能够使更多的应用在这种简单的网络上运行。因特网发展到今天的规模，充分说明了「在网络层提供数据报服务」是非常成功的。

最后

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