帧中继 Frame Relay 是一种虚电路广域网，是为了响应「20世纪80年代末和90年代初对新广域网的需求」而设计的。

在帧中继之前，一些组织使用一种叫做X.虚电路交换网25，它在网络层中进行交换。例如，由于特网需要广域网，将自己的分组从一个地方传输到另一个地方X.25。X.25仍在因特网中使用，但正在被其他广域网取代。X.25有几个缺陷：

• X.25具有 64 Kbps 64\textrm{Kbps} 64Kbps 低数据速率。到 20世纪90年代，对更高数据速率的广域网有需求。
• X.25为数据链路层和网络层提供了广泛的流量和错误控制。这是因为 X.25设计于20世纪70年代，那时的传输介质更容易出错。这两层的流量和错误控制产生了大量额外的费用，降低了传输率。数据链路层帧和网络层分组在节点和源和目的地址之间传输，X.25都需要确认。
• X.25最初是为个人应用而设计的，而不是因特网。X.25有自己的网络层。这意味着用户数据将被包装成X.25网络层分组。然而，因特网有自己的网络层，这意味着如果你想使用它X.25.因特网必须称自己为数据报网络层分组交付X.25，封装成X.25分组。这是双重额外费用。

由于对X.一些组织开始从公共服务提供商那里租用25的失望 T-1 或 T-3 建立自己的线路私有广域网。这种方法也有一些缺陷。

帧中继提供永久虚电路和交换虚电路。图18.1展示了一个连接到因特网的帧中继网络的例子。使用路由器（第22章)来连接局域网和因特网中的广域网。在图中，帧中继广域网用作全球因特网的一条链路。

帧中继是一种虚电路网络。帧中继的虚电路是用称为数据链路连接标识符 data link connection identifier, DLCI 的一个数字来定义的。即帧中继中的 VCI 称为 DLCI 。

源和目的地址可能选择拥有一条永久虚电路 permanent virtual circuit, PVC 。这种情况下，连接建立就简单了。相应的表条目由管理员为所有的交换机建立（当然是远程地建立、并且是电子化地建立）。为源地址分配一个出的VCI outgoing DLCI ，为目的地址分配一个入的VCI incoming DLCI 。

PVC连接有两个缺点。首先，花费大，因为即使没有使用，连接的两方也需要为这个连接一直付费。其次，一条连接只在一个源地址和一个目的地址之间建立。如果源地址需要和多个目的地址连接，那么每个连接都需要一个PVC。

替代的方法是交换虚电路 switched virtual circuit, SVC 。SVC建立一个临时的、短的连接，该连接只存在于「源地址和目的地址的数据传输过程」中。像【计算机网络】第二部分 物理层和介质(8) 交换讨论的一样，SVC需要一个连接建立阶段和连接终止阶段。

帧中继网络中的每个交换机都有一个用来路由帧的表。这个表将一个输入端口-DLCI组合 incoming port-DLCI combination ，与一个输出端口-DLCI组合 outgoing port-DLCI combination 相匹配，如在一般虚电路网络中描述的一样。区别仅是 VCI 被 DLCI 代替。

图18.2显示了帧中继层。帧中继仅有（工作在）物理层和数据链路层。

帧中继中的物理层没有定义一个具体的协议。相反，它允许实现者使用可用的任何协议。帧中继支持任何可以被ANSI所识别的协议。

在数据链路层，帧中继使用一个简单协议，它不支持流量控制和差错控制（这些必须由上层协议提供），它只有一个差错检测机制。图18.3给出了帧中继的帧的格式。 地址字段（ 2 2 2 字节）定义了 DLCI 和一些用于控制拥塞的位。各个字段的描述如下：

• 地址 DLCI 字段：第一个字节的前 6 6 6 位构成 DLCI 的第一部分，DLCI 的第二部分使用第二个字节的前 4 4 4 位。这些位是标准所定义的 10 10 10 位数据链路连接标识符的一部分。DLCI 的功能前面已经讨论过。在本节的最后，将讨论扩展地址。
• 命令/响应 command/response, C/R ：命令/响应位允许上层识别帧是命令还是响应。帧中继协议不用这一位。
• 扩展地址 extended address, EA ：扩展地址位表明当前字节是否是地址的最后一个字节。EA = 0 表示后面还跟着另外一个地址字节，EA = 1 则意味着当前字节是地址的最后一个字节。
• 前向显式拥塞通知 forward explicit congestion notification, FECN ：前向显式拥塞通知位可以由「所经过路径中的任何一个交换机」来设置，用来表示在帧传输方向上出现了拥塞。它通知目的站点发生了拥塞。用这种方式，目的站点知道可能将出现延迟或丢失分组。在第24章讨论拥塞控制时，讨论这一位的用法。
• 后向显式拥塞通知 backward explicit congestion notification, BECN ：后向显式拥塞通知位用于表示在帧传输相反的方向上出现了拥塞。它通知发送方发生了拥塞。用这种方式，发送方知道它应该放慢发送速度以防止丢失分组。在第24章讨论拥塞控制时，讨论这一位的用法。
• 可丢弃选择位 discard eligibility, DE ：可丢弃选择位指明帧的优先级。在紧急情况下，交换机可能需要丢弃一些帧来缓和瓶颈，并防止网络由于过载而崩溃。当设置 DE 为 1 1 1 时，这个位通知网络：当发生拥塞时就丢弃该帧。该位可以由帧的发送方（用户）设置，也可以由网络中任何一个交换机设置。

为了增加 DLCI 的范围，帧中继地址从原先的 2 2 2 字节扩展到 3 3 3 字节或 4 4 4 字节。图18.4显示了不同的地址。注意，EA 字段定义了字节数，地址字段的最后一字节上 EA 为 1 1 1 ，其他字节中 EA 为 0 0 0 。注意，在 3 3 3 字节或 4 4 4 字节格式中，最后一位之前的位都设为 0 0 0 。

为了处理从其他协议到达的帧，帧中继使用一种称为帧中继组装器/分解器 Frame Relay assembler/disassembler, FRAD 的设备。FRAD对来自其他协议的帧进行组装和分解，使它们成为帧中继的帧。一个FRAD可以作为独立的设备、或交换机的一部分来实现。图18.5显示了连接到帧中继网络的两个FRAD。

帧中继网络提供一个称为帧中继语音 Voice Over Frame Relay, VOFR 的选项，它通过网络发送语音。语音用PCM数字化，然后压缩，其结果在网上作为数据帧发送。这个特性允许长距离廉价发送语音。然而请注意，语音的质量没有在电路交换网（如电话网）上好。另外，有时上面提到的可变延时也会破坏实时语音。

帧中继最初是为PVC连接而设计的，所以没有提供控制与管理接口。本地管理信息 Local management information, LMI 是为了提供更多的管理特性，才在最近加到帧中继协议中的一个协议。LMI能特别提供：

• 一个保活机制 keep-alive mechanism ，以检测是否有数据在传输。
• 一个多播机制 multicast mechanism ，允许一个本地终端系统向多个远程终端系统发送帧。
• 一个允许一个终端系统检测一个交换机状态（例如，查看交换机是否拥塞）的机制。

帧中继一个很好的特性是，提供了拥塞控制 congestion control 和服务质量 quality of service, QoS 。还没有讨论这些特性，但在【计算机网络】第五部分 传输层(24) 拥塞控制和服务质量中，将介绍网络的这两个重要方面，并且讨论在帧中继和其他网络中如何实现它们。

异步传输模式 Asynchronous Transfer Mode, ATM 是由ATM论坛设计的信元中继 cell relay 协议，并被ITU-T采纳。ATM和SONET的结合，将允许世界上的网络之间高速互连。实际上，ATM可以被设想为信息超高速公路上的"高速公路"。

在ATM设计者所面临的所有挑战中，有六个方面非常突出。

在讨论这些设计需求的解决方法之前，分析现有系统存在的问题是很有必要的。

在ATM之前，数据链路层的数据通信是基于帧交换和帧网络的，不同协议使用大小和复杂性不同的帧。当网络变得更加复杂时，必须在帧头部携带的信息变得更加广泛。结果是相对于数据单元而言，头部越来越大。相应地，一些协议已经增大了数据单元头部的大小，使头部的使用更有效率（使用相同大小的头部而传输更多的数据）。但是，大的数据字段导致浪费。如果没有很多的信息要传输，这个字段的大部分将未被使用。为了提高利用率，一些协议给用户提供了可变长的帧。

可以想像，帧大小的变化导致通信量不可预测，交换机、多路复用器和路由器必须融合复杂的软件系统来管理不同大小的帧：必须阅读大量的帧头信息，并对每个位计数和求值来确保每个帧的完整性。在最好的情况下不同的帧网络之间的互连是慢而昂贵的，在最坏的情况下是不能实现的。

另外一个问题是，在帧大小不可预测且变化很大的情况下，如何提供稳定速率的传输？为了从宽带技术中获得最大好处，通信量必须被时分复用到共享的通路上。想像一下，将来自两个有不同需求（和帧设计）的网络中的帧，复用到同一条链路上（如图18.13），会出现什么结果？当线路 1 1 1 使用大的帧（通常是数据帧），而线路 2 2 2 使用非常小的帧（音频和视频信息标准 the norm for audio and video information ）时，将会发生什么情况呢？ 如果线路 1 1 1 的巨大帧 X X X ，只比线路 2 2 2 的帧早一点到达多路复用器，多路复用器也将先把帧 X X X 放到新路径上。毕竟，即使线路 2 2 2 的帧有更高的优先级，多路复用器也无法知道应该等待它们的到来，而是处理已经到达的帧。因此帧 A A A 必须等待整个 X X X 的位流进入路径后，才能跟随进入。帧 X X X 的绝对大小导致了帧 A A A 的不正常延时。同样的不平衡可能影响从线路 2 2 2 来的所有帧。

因为语音和视频帧通常是很小的，将它们和传统的数据帧混合传输，往往导致这种类型帧的不可接受的延时，使得共享帧链路无法为语音和视频信息所使用。通信量必须经过不同的路径，这在很大程度上类似于汽车和火车的交通。但是，为了最大程度地利用宽带链路，我们需要在相同的链路上传输各种各样的通信量。

和帧互连网络有关的许多问题，可以通过采用称为信元网络 cell network 的概念来解决。一个信元是一个固定大小的小数据单元。在信元网络中，使用信元 cell 作为数据交换的基本单位，所有的数据都装载入相同的信元中，这些信元可以按照「完全可预测和统一的方式」进行传输。

当不同大小和格式的帧从分支网络到达信元网络时，它们被分割成相同大小的多个小数据单元，并装载入信元中。这些信元和其他信元多路复用、并路由通过整个信元网络。由于每个信元大小相同、并且都很小，因此避免了由于多路复用不同大小的帧所带来的问题。图18.7显示了图18.6中的多路复用器，其中两条链路发送信元而不是帧。帧 X X X 被分割成三个信元： X X X 、 Y Y Y 和 Z Z Z 。链路 1 1 1 中只有第一个信元在链路 2 2 2 的第一个信元前发送。两条链路的信元将交织在一起，这样没有一个信元忍受漫长的延时。 这种情形的第二个优点是，链路的高速率和小信元相结合，这意味着如果不考虑交替 interleaving ，从每条链路出发的信元将以近似连续流的方式，到达各自的目的地 cells from each line arrive at their respective destinations in an approximation of a continuous stream （就像一部电影看上去是连续的画面，而实际上是由一系列静止的图像所组成的）。在这种方法中，信元网络可以在双方完全没有意识到分段或复用的情况下，处理如电话呼叫等实时传输。

ATM使用异步时分复用，处理来自不同通道的信元一一这就是为什么称为异步传输模式的理由。它使用固定大小的时隙（一个信元的大小）。 ATM复用器使用「来自任何输入通道的一个信元」填充一个时隙，如果通道没有发送的信元，则时隙为空。

图18.8显示了来自三个输入的信元是如何进行多路复用的。在第一个时钟节拍，通道 2 2 2 没有信元（空的输入时隙），因此多路复用器使用来自第三个通道的信元填充时隙。当所有通道中的所有时隙都被复用后，输出时隙为空。

ATM是信元交换网络。用户访问设备（称为端点 endpoint ），通过用户到网络接口 user-to-network interface, UNI 连接到网络内部的交换机上，交换机通过网络到网络接口 network-to-network interface, NNI 彼此连接。图18.9显示了一个ATM网络的例子。

两个端点之间的连接是通过传输路径 TP 、虚路径 VP 和虚电路 VC 完成的。

• 传输路径 transmission path, TP 是一个端点与一个交换机、或者两个交换机之间的物理连接（电线、电缆、卫星等）。可将两个交换机看做两个城市，传输路径是直接连接两个城市的、所有高速公路的集合。
• 虚路径 virtual path, VP ：一个传输路径划分成几个虚路径。一个虚路径提供两个交换机之间的一条连接或连接的集合。可将一条虚路径看做连接两个城市的一条高速公路。每条高速公路是一个虚路径，所有高速公路的集合是传输路径。
• 信元网络基于虚电路 virtual circuit, VC 。属于同一报文的所有信元，沿着同一条虚电路传输，同时保持它们的原始次序，直到到达目的地。可以将虚电路看做高速公路的车道。

图18.17显示了传输路径（物理连接）、虚路径（由于部分路径相同而捆绑在一起的虚拟电路的集合）和虚电路（逻辑上连接两个端点 logically connect two points ）之间的关系。 为了更好地理解 VP 和 VC 的概念，看图18.11。在图中，八个端点用四个VC 通信。然而，前两个 VC 从交换机 I 到交换机 III 似乎共享同一虚路径，因此有理由捆绑这两个 VC 形成一条 VP 。另一方面，很显然，其余两个 VC 从交换机 I 到交换机 IV 共享同一虚路径，因此也有理由捆绑它们形成一条 VP 。

虚电路网络中，为了从一个端点路由数据到另一个端点，需要标识该虚连接。为此，ATM设计者创建了一个两级的层次标识符（就是一对数字）用来定义一个虚连接：虚路径标识符 virtual path identifier, VPI 和虚电路标识符 virtual circuit identifier, VCI 。VPI 定义特定的 VP ，而 VCI 定义 VP 中特定的 VC 。VPI 对捆绑（逻辑上）成一个 VP 的所有虚连接都是相同的。

图18.12显示了一条传输路径的 VPI 和 VCI 。当讨论ATM网络的路由时，将一个标识符划分成两部分的基本原理就会清楚了。 注意，在 UNI 和 NNI 中，VPI 的长度是不同的。在 UNI 中，VPI 的长度是 8 8 8 位，而在 NNI 中是 12 12 12 位。VCI 的长度在两种接口中是相同的（都是 16 16 16 位）。因此，我们可以说，在 UNI 中，虚连接由 24 24 24 位确定，而在 NNI 中由 28 28 28 位确定（见图18.13）。

将虚连接标识符分割成两部分，其背后的整个思想是要允许层次路由。在一个典型的ATM网络中，大多数的交换机使用 VPI 来路由。而处于网络边界的、那些直接和端点设备交互的交换机，使用 VPI 和 VCI 来路由。

ATM网络中的基本数据单元称为信元。一个信元只有 53 53 53 字节长度，其中 5 5 5 个字节为头部， 48 48 48 个字节为有效载荷（用户数据可能少于 48 48 48 个字节）。我们详细讨论信元的各个字段，但当前只能说，信元头部的大部分被 VPI 和 VCI 占用，它们定义了虚连接，信元通过虚连接可以从一个端点传送到一个交换机，或者从一个交换机传送到另一个交换机。图18.14显示了信元的结构。

像帧中继一样，ATM使用两种类型的连接：PVC 和 SVC 。

• PVC：永久虚电路连接是由网络提供商建立的两个端点之间的连接。VPI 和 VCI 是为了永久连接而定义的，它们的值输入到每个交换机的交换表中。
• SVC：在交换虚电路连接中，当一个端点想要和另一个端点连接肘，必须建立一条新的虚电路。ATM本身无法做到这件事，需要网络层地址和另一个协议（如IP）的服务。该协议的信令机制，利用两个端点的网络层地址做出一个连接请求。实际的机制依赖于网络层协议。

ATM使用交换机将信元从源端点路由到目的端点。交换机使用 VPI 和 VCI 来路由信元。路由要求整个标识符 The routing requires the whole identifier 。图18.15显示了一个VPC交换机如何路由信元。VPI 为 153 153 153 、VCI 为 67 67 67 的信元到达交换机接口（端口） 1 1 1 。交换机检查它的交换表。该交换表每行存储六项信息：到达接口号、输入 VPI 、输入 VCI 以及对应的输出接口号、新的 VPI 和新的 VCI 。

交换机在表中找到接口 1 1 1 和 VPI 为 153 153 153 及 VCI 为 67 67 67 的表项，并发现对应的输出接口为 3 3 3 、VPI 为 140 140 140 和 VCI 为 92 92 92 。改变信元头部的 VPI 和 VCI 为 140 140 140 和 92 92 92 ，并通过接口 3 3 3 发送信元。

交换技术创立了许多令人感兴趣的特性，以提高交换机处理数据的速度。我们已在【计算机网络】第二部分 物理层和介质(8) 交换讨论了交换结构。

ATM标准定义了三个层，从上到下依次为：应用适配层、ATM层和物理层（见图18.16）。 端点使用所有这三层，而交换机只使用底下的两层（见图18.17）。

像以太网和无线局域网一样，ATM的信元可以在任何物理层介质中传输。

ATM最初的设计是基于SONET（见【计算机网络】第三部分 数据链路层(17) 广域网SONET/SDH）作为物理层介质。SONET更受偏爱有两个原因。

• 首先，SONET介质的高速率反映了ATM的设计和基本原理。
• 其次，使用SONET可以清晰地定义信元的边界。SONET详细说明了指针的用法、以便于定义有效载荷的起始点。如果定义了第一个ATM信元的起始点，那么「同一有效载荷的其他信元」就可以很容易地确定，因为信元间没有间隙。只需要向前数 53 53 53 个字节，就可以找到下一个信元。

ATM并没有限制物理层只能使用SONET。其他技术（甚至无线技术），都可能被使用。然而，信元边界的问题必须解决。一个解决方法是让接收方猜测信元的结尾，并将CRC（循环冗余码校验）应用于 5 5 5 字节的头部。如果没有错误，则以很高的概率正确地找到信元的结尾，倒数 52 52 52 个字节就找到了信元的起始点。

ATM层 ATM layer 提供了路由、通信量管理、交换和复用服务 routing, traffic management, switching, and multiplexing services 。它按照以下方式处理输出通信：从AAL子层接收 48 48 48 字节的分段，然后通过添加 5 5 5 字节的头部，将它们转换成 53 53 53 字节的信元（见图18.18）。 ATM使用两种格式的头部：一种用于用户到网络接口 UNI 信元，另一种用于网络到网络接口 NNI 信元。图18.19以逐字节的形式显示了 ITU-T 所建议的头部格式（每一行代表一个字节）。

• 一般流量控制 Generic flow control, GFC 。 4 4 4 位的 GFC 字段在 UNI 层提供了流量控制。ITU-T 认为 UNI 级的流量控制在 NNI 级中是不必要的，因此，在 NNI 的头部中，这些位被添加到 VPI 中。较长的 VPI 允许在 NNI 级中定义更多的虚路径。这种附加的 VPI 的格式尚未定义 The format for this additional VPI has not yet been determined 。
• 虚路径标识符。VPI 在 UNI 信元中是 8 8 8 位的字段，而在 NNI 信元中是 12 12 12 位的字段（见上文）。
• 虚电路标识符。VCI 在两种帧中都是 16 16 16 位的字段。
• 有效载荷类型 Payload type, PT 。在 3 3 3 位的 PT 字段中，第一个位定义了有效载荷是用户数据还是管理信息。最后 2 2 2 个位的解释取决于第一个位。
• 信元丢失优先级 Cell loss priority, CLP 。 1 1 1 位的 CLP 字段是用来提供拥塞控制。只要还有 CLP 为 0 0 0 的信元存在，CLP 设置为 1 1 1 的信元就必须保留。在传输层(24) 拥塞控制和服务质量讨论ATM网络的拥塞控制和服务质量。
• 头部纠错码 Header error correction, HEC 。HEC 是对头部前 4 4 4 个字节计算出来的校验码，它是除数为 x 8 + x 2 + x + 1 x^8+x^2+x+1 x8+x2+x+1 的CRC码，用来纠正单个位错误和大部分的多个位错误。

应用适配层 application adaptation layer, AAL 设计用来支持两个ATM概念。首先，ATM必须接受任何类型的有效载荷，不论是数据帧还是位流。一个数据帧可能来自上层协议，这些协议发送给承载网络（如ATM）的帧都有清晰的定义。一个很好的实例是因特网。ATM也必须携带多媒体有效载荷。它能接受连续位流，把它们分成块，然后在ATM层再封装到一个信元中。AAL使用两个子层来完成这些任务。

不论数据是数据帧还是位流，有效载荷都必须分割成 48 48 48 字节的分段、以被信元携带。在目的端，这些分段需要重组、以重新生成初始的有效载荷。AAL定义了一个称为分割与重组 segmentation and reassembly, SAR 的子层来做这个工作。在源端拆分，在目的端重组。

在 SAR 将数据拆分之前，必须保证数据的完整性。这个工作由一个称为会聚子层 convergence sublayer, CS 的子层来完成。

ATM定义了四个版本的AAL：