网络层知识点

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1、第4章网络层运输层:-接受网络层提供的主机到主机的通信服务-为主机上的两个进程之间提供通信服务?网络层与运输层区别运输层只在网络的主机中出现；网络层在网络的主机和路由器中出现。?主要内容网络层功能和服务：虚电路和数据报；路由器结构和分组转发功能；网络层的选路：决定分组从源到目的地所经 路径的一些选路算法。4.1 概述图4-1简单网络:两台主机通信：H1 H2;主机之间的路径经过几台路由器跳由as物理屋烤耒筑H空 应用层辆亘层詢理层数据琏路出S5SF密据簣路层 丽頁j血用层敷据链路层1wfaF-LJL物理层1?发送方主机（H1）中网络层的作用：将来自运输层的每个报文段封装成一个数 据报（网络层分

2、组）;将数据报向目的地发送，即向相邻的路由器R1发送?接收方主机(H2)中网络层的作用：接收来自相邻的路由器 R2的数据报；解封出报文段，并交付给其运输层。?路由器的主要作用：将数据报从输入链路“转发”到输出链路。 通常路由器只实现下三层部分。4.1.1 转发和选路1、网络层功能将分组从发送主机移动到接收主机。主要包括：转发：当一个分组到达某个路由器的输入链路时，该路由器必须将其移动到合适的输出链路。 与路由器的内部结构有关。选路：确定分组从发送方流向接收方时所经过 的路由或路径。通过选路算法(routing algorithm)计算路径两者区别：转发：将分组从路由器的一个输入链路接口转 移到

3、一个合适的输出链路接口的本地动作。只涉及分组在路由器中从入链路到出链路 的传送。选路：指分组从源到目的地的端到端路径的网 络范围动作。涉及网络中的所有路由器，集体经选路协议 交互，决定分组从源到目的地的路径。2、路由器转发分组转发表：每台路由器有一张。分组首部（目 的地址或某个连接标识）和相应输出链路的对照 表。转发表的内容由选路算法（集中式或分布 式）决定。转发方法：路由器根据到达分组的首部值在转发表中 查询，找到相应的输出链路接口，并将分组转发 出去。如图4-2例在到达分组的首部中的值* L“丄 - 3、术语分组交换机：一台通用分组交换设备，根据 分组首部值，从输入链路接口到输出链路接口传

4、 送分组。链路层交换机：根据链路层字段值作转发决定的分组交换机路由器：根据网络层字段值作转发决定的 分组交换机。4、连接建立如运输层TCP协议，在数据实际传输之前, 需要发送方和接收方经过三次握手建立所需的 状态信息（运输层连接）。网络连接：指网络层数据分组开始传输前， 在所选择的从源到目的地路径上的各路由器之 间相互握手，建立连接状态。如ATM、帧中继的网络层。因特网网络层不执行连接建立。4.1.2网络服务模型问题：发送主机的运输层是否能依靠网络层将分 组交付到目的地；多个分组是否能按发送顺序交付给接收主 机的运输层；传输两个连续分组的时间间隔是否与接收 到的时间间隔相同；网络层是否能提供网

5、络拥塞的反馈信息； 连接发送与接收主机的运输层通道的抽象 视图（特性）是什么？网络服务模型（network service model）:定义在网络的一侧“边缘”到另一侧“边缘” 之间（即在发送与接收端系统之间）端到端的数 据运输特性。1、网络层可能提供的服务确保交付：确保分组到达目的地。具有时延上界的确保交付：主机到主机的时延。有序分组交付：按发送顺序到达。确保最小带宽：当发送主机以低于特定比特率 的速率发送比特，分组不会丢失，在一定时延到 达。确保最大时延抖动：发送方发送两个连续分组的时间间隔与接收到的间隔相同2、因特网网络层提供的服务单一的服务，即尽力而为服务(best-effort s

6、ervice),类似于“根本无服务”。分组间的定时不能被保证；分组的接收顺序与发送顺序不一定相同；传送的分组不能保证最终交付，即网络可能 未向目的地交付分组。3、ATM服务模型提供多重的服务模型，即在同一网络中为不?恒定比特率CBR (Costant bit rate)服务：标准的ATM服务模型。适用于实时、恒定 比特率的音频和视频流。服务目标：使网络连接看起来就像在发送主机和接收 主机之间有一条专用的固定带宽的传输链路。 ATM信元传输时的端到端时延可变性(时 延抖动）及丢失、迟交的信元都保证在规定值以 下。?可用比特率 ABR （Available bit rate）服务“比尽力服务稍好一

7、点”的服务。可能会丢失信元，但不能被重排序；保证最小信元传输速率（MCR），或比MCR 更高（有足够空闲资源）;能够为发送方提供反馈信息。耒41因持風ATM CBR利ATM ABR服务模型Wit无丢刘iiiE%赫廉力f无无ATMCBR般不出现AWABR无肃示4.2虚电路和数据报网络运输层：提供无连接服务和面向连接服务女口因特网的UDP、TCP。网络层：提供无连接服务和面向连接服务相同：面向连接服务：源和目的主机之间先握手。无连接服务：无握手过程。区别：网络层：向运输层提供的主机到主机的服务。运输层：网络层：向应用层提供的进程到进程的服务。 任何网络中的网络层只提供两种服务之一，不会同时提供。虚

8、电路网络：提供连接服务。 数据报网络：提供无连接服务。运输层：面向连接服务在网络边缘的端系统中 实现。网络层：面向连接服务在端系统及网络核心的 路由器中实现。4.2.1 虚电路网络如X.25、帧中继和 ATM 等。根据虚电路号转发分组。1、虚电路VC组成：源和目的地之间的一条连接路径：一系列 链路和路由器； VC号：该路径上每段链路的号码，每条 链路上的VC号可能不同；路由器转发表中的表项：VC路径上每台 路由器中都有该表。2、工作原理:在源和目的之间创建一个 VC ；源向该VC发送带有VC号的分组;每经过一台中间路由器,VC号：从VC号转发表获得；分组在每条链路上的VC号不同依此规则，直到目

9、的地 例，图4-3网络AR2BR3R4接口号：路由器连接链路的接口号码 主机A与主机B通信过程：R2 B, 3个链路分配 VC号12、主机A与主机B之间创建一条VC :路径 为A R122 和 32。分组VC号变化过程：“Z. .-jV.azJV-W-VKiS. Va-SG-V.-Z-V 丹XEK*.帝 12 22 32R1 R2 B传输时，3、VC号转发表结构例，R1中的VC号转发表入接口入VC#出接口出VC#VC1112222VC2263118VC337217VC4197387 只要通过该路由器创建新的 VC ,其转发 表中就增加一项；终止一个VC，其转发表中就删除对应项。路由器必须为正在

10、进行的连接维护连接状 态信息，直到该连接释放。每条链路采用不同VC号的优点：减少分组首部VC字段的长度；简化虚电路的建立过程。虚电路的三个阶段:?虚电路建立在发送方与接收方之间建立一条虚电路，即决定所有分组要通过的一系列链路与路由器，并 为每条链路确定一个VC号。发送方与网络层联系，指定接收方地址, 由网络建立虚电路（VC） O如图4-4 （14步）。涉及到路径上每个路由器转发表的更新、资源的预留等?数据传送：沿该虚电路传输数据分组（56步）?虚电路拆除：由其中一方通知其网络层终止该虚电路；通知网络另一侧的端系统呼叫结束，并更新路径上每台路由器中的转发表网络层与运输层连接建立区别：运输层的连接

11、建立：只涉及两个端系统，相互协商通信并共同确 定连接的参数。网络中的路由器并丕知道该运输网络层虚电路建立:网络层虚电路建立:发送方X初娜?叫一X初娜?叫一2入呼叫接收方3接受呼叫6.接收数据,4+断叫连接鼻数齬开始流动3-接受呼叫、6我收数据、4+断叫连接 鼻数居开始流动运输层沿 两个 端系 统之 间路 径上的路由器都要参与虚电路的建立，且每仝路曲器”都完全知道所经过的所有虚电路信令报文：端系统向网络发送的指示虚电路的启动与 终止的报文、以纪录由器之间传递的用于建立虚 电路的报文。信令协议：用来交换信令报文的协议。422数据报网络如，因特网。分组传送，不需在发送方与接收方之间建立传输过程：发送

12、方给要发送的分组加上目的端系统地址，并送入网络，经过若干中间路由器 转发分组，直到目的地。如图4-5所示路由器转发方法：根据到达分组的目的地址 在转发表中查询，找到相应的输出链路接口，并 将分组转发出去。转发表：每台路由器有一张。目的地址与链VWWV*irWBWWwWWwW*vWWwV9tfWWWwVWWWwVuWU!VS路接口的映射表。转发表中的表项数与地址位数有关，每个可 能的地址对应一项。.-f-兀v -.-4、. |iW7f尺-.-., .-.-.-.-.、齐-lsryvV,W V- -V- PO-例，设目的地址32位，某个路由器有4条 链路（03）,地址与链路接口关系：目的地址范围链

13、路接口110010000001011100010000000000001100100000010111000101111111111101100100000010111000110000000000011001000000101110001100011111111111001000 00010111 00011001 00000000 11001000 00010111 00011111 111111112其他3对应转发表:前缀匹配链路接口11001000 00010111 00010011001000 00010111 00011000111001000 00010111 000112其他3

14、路由器查表方法：用目的地址前缀与转发表 的前缀匹配：存在匹配：向对应链路转发。如，目的地址11001000 00010111 00010110 10100001 0#不存在匹配：选择“其他”项对应的链路转发。存在多个匹配：使用 最长前缀匹配规则，即向与最长前缀匹配的链路接口转发分组 如，目的地址11001000 00010111 00011000 10101010 1#说明：路由器转发表只维持转发状态信息；转发表由选路算法修改（15分钟更新）；虚 电路网络转发表随虚电路的建立和拆除更新。一个端系统发送给另一个端系统的一批分组可 能在网络中选择不同的路径，到达的顺序可能不4.2.3数据报和虚电路

15、服务的由来?虚电路服务：源于电话产业界（采用“真正” 电路）。呼叫建立及每次呼叫的状态要在网络中的路由器上维持，比面向数据报的网络要复杂网络功能复杂，端系统设备简单。?数据报服务：由互连计算机的需求发展而来与电话网相反网络层服务模型简单。端系统功能复杂：高层实现许多功能，如 按序传送、可靠数据传输、拥塞控制与DNS名字解析等；带来的结果:因特网服务模型提供的服务保证最少（可 能没有！）,对网络层的需求最小，使得互连使用许多应用都在位于网络边缘的主机（服务 器）上实现。4.3路由器工作原理网络层转发功能:路由器的体系结构：图4-6输入端口愉出端口物理层数据查找排队数据物理层链路层转发路由选择缓存

16、链路层?输入端口：将一条物理链路端接到路由器的物理层；实现路由器的数据链路层功能；实现查找与转发功能，以便分组通过路由 器交换结构转发到适当的输出端口；用于控制的分组从输入端口转发到选路处理器。通常，路由器中的多个端口被集中到一块 路卡(line card)上。?交换结构：将路由器的输入端口连接到它的输岀端口完全包含在路由器中?输出端口：存储经过交换结构转发给它的分组，并将 分组发送到输岀链路。AJWrtWWWWWWWWWWWV*VW=iRfWWrtrWVVtfVWVWWWiftfWVWWWVWW完成与输入端口顺序相反的数据链路层和 物理层功能。对双向链路，输出端口与其输入端口通常在 同一线路

17、卡上成对岀现。?选路处理器：执行选路协议、维护选路信息和转发表以及 执行路由器中的网络管理功能。目前，Cisco公司主宰因特网路由器市场。4.3.1输入端口输入端口功能：如图4-7线路端接与数据链路处理：实现与输入链路相关的物理层和数据链路 层功能。查找/转发：确定将一个到达的分组通过交换结构转发 给哪个输出端口。通过查找转发表实现。转发表由选路处理器计算出来，给每个输入 端口存放一份拷贝，能随选路更新。分散式转发：在每个输入端口本地做出交换 决策，无须激活中央选路处理器。可避免在路由 器中某个单点产生转发处理瓶颈。集中式转发：若路由器的输入端口处理能力 有限，可直接将分组转发给中央选路处理器

18、，查 找转发表并将分组转发到适当的输出端口。女口，将工作站或服务器用作路由器时，采用 此法。选路处理器就是CPU，输入端口是一块网 络接口卡。?查表速度：搜索转发表，查找最长匹配的表项，或无相 应表项时找出默认选路表项。查找速度受许多因素影响，如路由器速度、 链路速率、查找算法等。通常，输入端口的处理速度要超过线路速 度。即完成一次查找的时间应少于从输入端口接.*r.m-.-.-. -. . a-.-. . -.-. -.-. - -.- .-. -.- -.-.-_ -. -.-. fi*riWVbVlVWluVvYvin*uWvlPbVVvruVvVh1il*raaSCF*CX+“vli2

19、wl|irluYVwWn1WWWWV4rW4YWrr7b F%jrr*yi收一个分组所需的时间（对收到的分组的输入处 理在下一个接收操作结束之前完成）。女口，对运行速率为2.5Gbit/s的OC48链路,若分组长256B，查找速度大约为每秒一百万次。查找方法：?线性查找：对庞大的转发表不合适；?二分查找：将转发表表项存放在一个树形数据 结构中。第一比特:0:左子树包含与该目的地址对应的转发表 表项；1表项在右子树中。下一比特：0,选择初始子树的左子树；1, 选择初始子树的右子树。N步之内可找到相应的转发表表项（N是地址 的位数，地址空间为2n ）。女口，因特网32bit IP地址需32步。?内

20、容可寻址内存（CAM）:将一个32bit IP地址提交给CAM，由它以常数时间返回该地址对应的转发表表项内容。如,Cisco8500 系列?将最近被访问的表项保存在高速缓存（cache） 中：分组阻塞(blocked):来自其他输入端口的分组当前正在使用该 交换结构。被阻塞的分组必须在输入端口处排队，等待 以后调度通过交换结构。432交换结构将分组从输入端口交换(转发)到输出端口交换方式：三种，如图所示。X二o啓减器 血一firnTj 口 - i j jt in,11 .-1A _l I .一口匚w母 kA liW 口匚口口一- 口0 口一牛分粗时长以店?t时刻：每个输入端口都到达一个分组，都

21、发往 最上侧的输出端口。假定：线路速度相同，交换结构处理速度是线路速度的三倍一个单位时间后(接收或发送一个分组的 时间)：三个原始分组都被传送到输出端口，并排队 等待发送。又有两个新分组到达交换结构的输入端，其 中的一个分组要发往最上侧的输岀端口。下一个单位时间：三个分组中的一个通过 输出链路发送出去。?分组调度程序：则：先来先服务 FCFS(first-come-first-service): 简单。加权公平排队 WFQ(weighted fair queuing):在具有排队分组的不同端到端连接之间公平地共享输出链路?分组丢弃方法：若缓存已满，丢弃分组。丢弃后到的分组（弃尾）；删除一个或多

22、个已排队的分组；活动队列管理AQM算法：在缓存填满前 丢弃分组或首部加标记，向发送方提供拥塞信 号。女口，随机早期检测RED算法：输岀队列长 度维护一个加权平均值：平均队列长度小于最小阈值 mi nth，到达分 组被纳入队列；队列满或平均队列长度大于最大阈值 min max,到达分组被标记或丢弃；平均队列长度在minth, minmax之间，到达 分组以某种概率被标记或丢弃。3、输入端口分组排队：交换结构不够快，即相对于输入线路速度不 能快得使所有到达的分组无延迟地通过它传送， 则在输入端口出现分组排队，以等待通过交换结 构传送到输出端口。如采用纵横式交换结构，假定：所有链路速度相同；分组从输

23、入端口传送到给定输岀端口的时 间与从输入链路接收一个分组的时间相同；分组按FCFS方式从输入队列移动到输岀 队列中。结果：如果分组输出端口不同，多个分组可以被 并行传送。如果不同输入队列中前端的分组是发往同 一输岀队列，其中的一些分组被阻塞，在输入队 列中等待（交换结构一次传一个分组到端口） 例图4-11肘刻r输出端口的竞下 个雪分俎可般传送演猛色井细綽受HOL阴來闍働：.前柱上临的輸岀端口前往中间的输出端口*前拄和曲的检出端口不同输入队列前端的两个分组要发往右上角的同一 输岀端口。若先发送左上角队列前端的分组，左下角 队列中的分组要等待，左下角队列中排在该分组 后面的分组也要等待（虽然不是同

24、一个输出端 口）。线头 HOL （head-of-the-line）阻塞：分组阻塞（即使输出端口空闲的），等待通过交换结构发送4.5选路算法分组通过路由器转发，每个路由器都有一张 转发表，选路算法决定转发表内容。?选路：确定分组从发送方传送到接收方所 要通过的路径(路由)。数据报服务：在给定源和目的地之间传输不同分组可能采用不同的路由。-虚电路服务：在给定源和目的地之间的所有分组采用同一路径。默认路由器(default router):与主机直接相连的一台路由器，又叫 第一跳路由器(first-hop router)。每当主机发送一个分组时，都先传送给它的 默认路由器。源路由器：源主机的默认路

25、由器目的路由器：目的主机的默认路由器从源主机到目的主机的选路归结为从源路 由器到目的路由器的选路。?选路算法：确定一个分组从源路由器到目的路由器所经路径的算法。即在给定的一组路由器以及连接路由器的链路中，戋到一条从源路由器到目的路由器的“好”路径。“好”路径：具有“最低费用”的路径费用由许多因素决定，如链路长度、传播时 延、价格等。?网络的抽象图模型： 用“节点图”表示网络 的结构图论中，图G = （N，E）表示N个节点和E条边的集合，每条边是来自N的一对节点如图4-25:节点：表示路由器(做出分组转发判决的点)女口 u, v, w, x, y, z。边：连接节点的线段，表示路由器之间的物 理

26、链路。如(u, V)、 (u, x)、(u, w)、边的值(费用)：反映对应链路的物理长度、 或链路速度、或与链路相关的费用。约定：c(x, y)表示节点x和节点y之间边 的费用(从节点x到节点y的链路费用)。x与节点y直接相连)：则c(x, y )=链路费用，节点x与节点y互 为邻居。如c(u, v) = 2，节点u与节点v互为邻居 c(u, x) = 1，节点u与节点x互为邻居x与节点y不直接相连):贝U c(x, y) = g。如 c(u, y) = , c(u, z) = -c(x, y)= c(y, x)如 c(u, v) = c(v, u) =2选路算法：根据给定的网络抽象图，找出

27、从 源节点到目的节点间的最低费用路径路径表示：用路径上的节点来描述。如图G = (N，E)中的一条路径，是一个 节点序 列(X1,X2,Xp)，其中每一对(X1,X2) ,(X2,X3),， (Xp-1,Xp)是E中的边，即X1,X2,Xp依次连成的边。路径(X1,X2,Xp)费用：沿途所有边的费用 之和。即c(X1,X2) + C(X2,X3)+ +C(Xp-1,Xp)通常，任意两个节点x和y之间有多条路径， 费用不一定相同。最低费用路径(least-cost path):该路径上链 路费用之和最小若所有链路费用相同，则最低费用路径就是 最短路径(shortest path)，即在源和目的地

28、之间 经过链路最少的路径。如图4-25,源节点u和目的节点w之间的最 低费用路径：(u,x,y,w)，费用为3。选路算法分类：根据算法是全局性还是分散性划分?全局选路算法(global routing algorithm):用完整的、全局性的网络信息来计算最低费 用路径。即以所有节点之间的连通性及所有链路 的费用为条件在开始计算前，以某种方式获得这些信息。可在单个位置计算，也可在多个位置上复制。拥有连通性和链路费用的完整信息。链路状态算法LS :必须知道网络中每条链路 的费用。?分散式选路算法(decentralized routingalgorithm）:以迭代的、分布式的方式计算最低费用路

29、 径。-节点只有与其直接相连链路的费用信息i. m -.，-if-. -. - -. J-” -.扌.- -. .-.-不需拥有所有网络链路费用的完整信息通过迭代计算过程并与相邻节点（邻居节点） 交换信息；逐步计算出到达某目的节点或一组目的节 点的最低费用路径。距离向量算法DV:每个节点维护到网络中 所有其他节点的费用（距离）的估计向量。根据算法是静态还是动态划分静态选路算法：路由确定后基本不再变化。当人工干预调整 时，可能有一些变化。动态选路算法：当网络的流量负载或拓扑发生变化时，改变 路径。可以周期性地或直接地响应拓扑或链路费 用的变化。易受选路循环、路由振荡之类问题的影响。 根据对负载是

30、否敏感划分负载敏感算法：链路费用会动态地变化，反映岀底层链路的 当前拥塞水平。如果当前拥塞的一条链路被赋以高费用，贝y 选路算法应绕开该拥塞链路来选择路由。如早期的ARPAnet选路算法。负载迟钝算法：因特网常用的两种选路算法： 动态全局链路 状态算法与动态分散式距离向量算法4.5.1链路状态选路算法前提条件：已知网络拓扑和所有链路的费 用，作为算法的输入。获取方法：每个节点向网络中所有其他路由 器广播链路状态分组（含有它所连接的链路的费 用）。由链路状态广播（link state broadcast）算法 实现。最终使所有节点都有一个相同且完整的网 络视图。? Dijkstra最低费用路径算

31、法（最短通路算法）： 计算从某节点（源节点，如u）到网络中所 有其他节点.的最.低费用.路彳径是一种迭代算法，即：经第k次迭代后，可知道到k个目的节点的 最低费用路径。?基本思想：以源节点为起点，每次找岀一个到源节点的 费用最低的节点，直到把所有的目的节点都找到 为止。?符号定义: D(v):从源节点到目的节点v的当前最低费 用路径的费用； p(v)：从源节点到节点v的当前最低费用路 径上的前一节点(节点v的邻居)； N:节点集合，从源节点到这些节点的最低费用路径已被求出。?链路状态(LS)算法：由一个初始化步骤和其后的循环组成。循 环执行的次数与网络中的节点个数(除源节点) 相同。结束时，算

32、出从源节点到网络中所有其他节点的最短路径算法描述：(1) 初始化(1#6#)N =源节点u;对所有不在N中的节点v,写出其D(v)值:节点v与源节点u直接相连，D(v) = c(u，v)节点v与源节点u不直接相连，D(v) = g(2) 找出一个到源节点的费用最低的节点w,并 更新其它点D(v)值从不在N中的节点中找出一个 D(w)值最小的节点w,并将w加入到N中。(9#10)对不在N中，但与节点w是邻居的节点v,用新的值更新(11 #14)D(v)=min D(v), D(w)+c(w,v)与节点v 到源.节 较，取小节点v原值 现经节点w 点的值比 值。图425 个计算机网络的抽象图模型(

33、3) 重复步骤(2)直到所有的网络节点都在 N中为止。例，图4-25网络，计算从u到所有可能目的 节点的最低费用路径。计算过程如表4-25,表中的每一行表示一次初始化:步骤ND(v),p(v)D(w),p(w)D(x),p(x)D(y),p(y)D(z),p(z)0u2, u5， u1, uooOO1ux2, u4, x2, xoo2uxy2, u3, y4, y3uxyv3, y4, y4uxyvw4, y5uxyvw z与u直接相连的邻居有v、x、w,而y、z不直接与u连接。第一次迭代：从不在集合N中的节点，找出最低费用的 节点为x，其费用是1,并加到集合N中。更新不在集合N中的节点v、w

34、、y、z的费 用D(v): min(2，1+2)=2;不变D(w): min(5 , 1+3)=4; p(w): xD(y): min( g, 1+1)=2; p(y)： xD(z): z不与x直接相连，D(z)不变第二次迭代：节点v与y都具有最低费用路径。先选择 y 并加到集合N中。更新不在N中的其余节点v、w和z的费用D(v): v不与y直接相连，D(v)不变D(w): min(4，2+1)=3 ； p(w): yD(z): min(, 2+2)=4; p(z): y?构建从源节点到所有目的节点的完整路径： LS算法结束后对于每个节点，都得到从源节点沿着它的 最低费用路径的前一节点；每个前

35、一节点，又可得到它的前一节点；以此方式继续，可以得到到所有目的节点的完整路径。如节点z的前一节点依次为：z y x u 得岀从源节点u到节点z的最低费用路径为:uxyz，费用为4。根据目的节点的找岀顺序和其费用以及前 一节点，可以画出源节点u到所有目的节点的 最 低费用路径树：根据得到的所有目的节点的完整路径,“或最 低费用路径树，可以生成源节点的转发表转发表：存放丛源节点到每个目旳节点的最_ 费用路径上的下一跳节点。目的点下一跳uvvwxxxyxzx节点u的转发表的 后即指出对于发往某个目 节点的分组，从该节点发出 的下一个节点。节点U的转发表目的点下一跳uvv*x默认路由* :表示所有具有相同“下一跳”的表项。即将2下一跳”相回的项合并为一项，目的节点用优先级最低，转发分组时，当找不到对应表 项时，才使用默认路由。将网络中每一个节点作为源点，分别用上述 方法计算，可以得到每一个节点的转发表。?算法的计算复杂性：设n个节点（不算源节点），最坏情况下要经 多少次计算才能找到从源节点到所有目的节点 的最低费用路径?第一次迭代：搜索所有的n个节点以确定出