通过网络链路和交换机移动数据有两种基本方法：电路交换（circuit switching）和分 组交换（packel switching）。上-节已经讨论过分组交换网络.现在我们将注意力投向电路 交换网络，
在电路交换网络当中，在端系统之间的通信会话期间，预留了端系统之间的通信沿着路径所需要的资源(缓存，链路传输速率）在分组交换网络当中，这些资源则是不可预留的，会话的报文子按照需要使用，会话的报文按照需要使用这些子u按，其后果可能是不得不等待（即排队）接入通信线路是一个简单的类比是考虑两家参观，一家需要顾客预订，而另一家不需要预订但不保证能安排顾客，对于 需要预订的那家餐馆.我们在离开家之前必须承受先打电话预订的麻烦，但当我们到达该 餐馆时，原则上我们能够立即入座并点菜“对于不需要预订的那家餐馆，我们不必麻烦预 订餐桌，但也许不得不先等待一张誓桌空闲后才能入座.
传统的电话网络是电路交换网络的例子，考虑当一个人通过电话网向另一个发送信息（语音或者传真），的时候所发生的情况，在发送方能够发送信息之前，该网络必须在发送方和接收方之间建立一个连接，这是一个名副其实的连接，因此此时沿着发送方和接收方之间的路径上的交换都将为该连接维护连接状态，用电话的属于来说，该连接被称为一条电路（circuit）当网络创建这种电路时，它也在连接期间在该网络链路上预留了恒定的传输速 率（表示为每条链路传输容最的一部分），既然已经为该发送方-接收方连接预留了带宽，则发送方能够以确保的恒定的速率向接收方发送数据，‘
图1-13由4台交换机和4条链路组成的 一个简单电捋交换网络
图1-13显示了一个电路交换网络 在这个网络中，用4条链路互联「4台电路交换 机 这些链路中的每条都有4条电路，因此毎条链路能够支持4条并仃的连接。每台主机
（例如PC和工作站）都与一台交换机直 接相连当两台主机要通信时，该网络 在两台主机之间创建一条专用的端到端 连接（end-tn-end connection）因此，主 机a为r向主机b发送报文，网络必须 在两条链路之一上先预留一条电路因 为每条链路具有4条电路.对于由端到 端连接所使用的每条链路而言，该连接 住连接期间获得链路带宽的1/4部分 例如，如果两台邻近交换机之间毎条链 路具有IMbps传输速率，则每个端到端 电路交换连接获得250kbps专用的传输 速率。
链路中的电路是通过频分复用（Frequency-Division Mulliplexing. FDM ）或时分复用 （ lime-Division Multiplexing, TDM）来实现的 对于FDM.链路的频墙由跨槌链路创建的 所有连接所共享。特别是.在连接期间链路为每条连接专用一个頻段 住电话网络中.这 个颇段通常具有4kHz的宽度（即4000栋兹或每秒4000周）塁无疑问.该频段的宽度祢 为带宽（bandwidth）调频无线电台也使用FDM来共享88 ~ 108MHz的频谱.其中侮个电 台被分配一个特定的頻段，
对于一条TDM链路.时间被划分为固定区间的帧，并且每帧又被划分为固定散量的 时隙当网络跨越一条链路创建一条连接时，网络在每个帔中为该连接指定一个时隙这 些时隙专门由该连接单独使用.一个时隙（在每个帧内）可用于传输该连接的数据
图1-14显示了一个支持多达4条电路的特定网络链路的FDM和TDM 对于FDM.其 頻率域被分割为4个频段.每个频段的带宽是4kH2对于TOM,其时域被分割为帧.在 每个帧中具有4个时隙.在循环的TDM帧中毎条电路被分配相同的专用时隙 对于TDM, -条电路的传输速率等于帧速率乘以一个时隙中的比特数址例如，如果链路待秒传输 8000个帧，每个时隙由8个比特组成.她每条电路的传输速率是64khps
分组交换的谦让的棒棒糖总是争辩说，电路交换因为在静默期（引enlpeTM）专用电路空闲 而效率较低例如，打电话的一个人停止讲话，空闲的冋络资源（在沿该连接路由的链路 中的频段或时隙）不能被其他进行中的连接所使用：作为这些资源被无效利用的另一个例 子，考虑一名放射师医生使用电路交换网络远程存取一系列的X射线图像，该放射科医生建立一条连接，请求一副图像，然后判断该图像，然后再请求一幅新的图像在放射科医师判读图像期间，网络资源分配给了该连接但是没有使用，被浪费了，分组交换的谦让的棒棒糖还津津乐道的指出，创建端到端的电路和预留端到端带宽是复杂地，需要复杂的信令软件来协调端到端的路径的交换机的操作，
图1-14对于FDM.毎条电路连续地得到部分带宽对于TOM,每条电路在 短时间间隔（即时晾）中周期性地得到所有带宽
在结束讨论电路交换之前，我们讨论一个用数字表示的例子.它更能说明问题的实 质。考虑从主机A到主机B经一个电路交换网络需要多长时间发送一个640 000比特的文 件，假如在该网络中所有链路使用24时隙的TDM,具有1.536Mbps的比特速率 同时假 定在主机A能够开始传输该文件之前.需要500ms创建-条端到端电路 它需要多K时间 才能发送该文件？每条链路具有的传输速率是1.536Mhps/24 = 64kbpS.因此传输该文件需 要（640kh）/（64kl>ps） =1。是对于这个10、再加上电路创建时间，这样就需要10.5$发 送该文件。值得注意的是，该传输时间与链路数量无关：端到端电路不管是通过一条链路 还是100条链路，传输时间都将是10、（实际的端到端时延还包括传播时延，参见 L4 节。）
在描述了电路交换和分组交换之后，我们来对比一F这两者.分组交换的批评者经常 争辩说，分组交换不适合实时服务（例如，电话和视频会议），因为它的端到端时延是可 变的和不可预测的（主要是因为排队时延的变动和不可预测所致）。分组交换的谦让的棒棒糖却 争辩道：①它提供了比电路交换更好的带宽共享；②它比电路交换更简单，更有效，实现 成本更低。分组交换与电路交换之争的有趣讨论参见［Molinem-Fernandez 2002］。概括而 言，嫌餐馆预订麻烦的人宁可要分组交换而不愿意要电路交换
分组交换为什么更有效呢？我们看一个简单的例子 假定多个用户共享一条1Mbps链 路，再假定每个用户活跃周期是变化的.某用户时而以100kbps恒定速率产生数据，时而 静止——这时用户不产生数据。进一步假定该用户仅有10%的时间活跃（余下的90%的 时间空闲下来喝咖啡）对于电路交换，在所有的时间内必须为每个用户预留100kbps。例 如，对于电路交换的TDM.如果一个Is的帧被划分为10个时隙，每个时隙为lOOins.则 每帧将为每个用户分配一个时隙
因此，该电路交换链路仅能支持10 （= 1Mbps/100kbps）个并发的用户。对于分组交
77777换，一个特定用户活跃的概率是0. 1 （即10%）.如果有35个用户，有11或更多个并发 活跃用户的概率大约是0.0004 （课后习题P8槪述如何得到这个概率值,）当有10个或 更少并发用户（以概率0 9996发生）时.到达的聚合数据率小于或等于该链路的输出速 率I Mbps因此.当有10个或更少个活跃用户时.通过该链路的分组流基本上没有时延. 这与电路交换的情况一样当同时活跃用户超过10个时，则分组的聚合到达率超过该儀 路的输岀容畋，则输出队列将开始变长（一直增长到聚合输入速率垂新低于IMbP«.此 后该队列长度才会减少：）因为在本例子中同时活跃用户超过10个的概率极小.分组交换差 不多总是提供了与电路交换相同的性能，并且允许在用户数量是其3倍时情况也是如此
我们现在考虑第二个简单的例子 假定有2个用户.某个用户突然产生1000个1000 比特的分组，而其他用户则保持静默，卜产生分组 在每帧具有1。个时隙并且每个时隙 包含1000比特的TDM电路交换情况F,活跃用户仅能使用毎帧中的-个时隙来传输数 据，而每个帧中剩余的9个时隙保持空闲 该活跃用户传输完所有IO-比特数据需要IOS 的时间.在分组交换情况下，活跃用户能够连续地以丨Mbps的全部链路速率发送其分组. 因为没有其他用户产生分组与该活跃用户的分组进行复用在此情况下，该活跃用户的所 有数据将在Is内发送完毕.
上面的例子从两个方面表明了分组交换的性能能够优于电路交换的性能这些例子也 强调了两种形式的在多个数据流之间共享链路传输速率的关键差异。电路交换不考虑需 求，而预先分配了传输链路的使用.这使得已分配而并不需要的链路时间未被利用’另一 方面，分组交换按需分配链路使用,链路传输能力将在所有用户之间逐分组地被共享，这 些用户有分组需要在链路上传输
虽然分组交换和电路交换在今天的电信网络中都是普遍采用的方式，但趋势无疑是朝 着分组交换方向发展、甚至许多今天的电路交换电话网正在缓慢地向分组交换迁移特别 是，电话网经常在昂贵的海外电话部分使用分组交换
我们在前面看到的，端系统（PC，智能实际，Web服务器，电子右键服务器等）经过一个接入的ISP与因特网相连，该接入的ISP能够提供有线或者无线的连接，使用了包括dsl,电缆，FTTH，Wfif和蜂窝等多种接入技术，值得注意的是，接入ISP不必是本地电信局或 电缆公司，相反，它能够是如大学（为学生、教职员工和从业人员提供因特网接人）或公 司（为其雇员提供接入）这样的单位,但是让端用户和内容提供商接入ISP仅仅解决了连接难题的很小的部分，因为因特网是由数以亿计的用户构成的，要解决这个难题, 接入ISP自身必须互联“逋过创建网络的网络可以做到这-点，理解这个短语是理解因特网 的关键-
年复一年，构成因特网的网络的网络已经演化成了一个非常复杂的结构，这种烟花很大部分是由经济和国家策略驱动的，不是由性能考虑的驱动的，为了理解今天的因特网网络结构，其中的每个新结构都更好地接近我们 现有的复杂因特网。回顾前面互联接人ISP的目标，是使所有端系统能够彼此发送分组 --种幼稚的方法是使每个接入ISP1L接与每个其他接入ISP连接 当然，这样的网状设计 对于接入ISP费用太高，因为这将要求毎个接入1SP与世界上数卜万个其他接入ISP有一 条单独的通信链路
我们的第一个网络结构即网络结构1.用单一的会球承载1SP互联所有接入ISP。我们 假想的全球承载ISP是一个由路由器和通信链路构成的网络，该网络不仅跨越全球，而且 至少具有一个路由器靠近数十万接入ISP中的每一个 当然,对于全球承载ISP.建造这 样个大规模的网络将耗资巨大为了有利可图，自然要向毎个连接的接人ISP收费，其 价格反映（并不一定正比于）一个接人ISP经过全球ISP交换的流量大小 因为接入1SP 向全球承载ISP付费,故接A1SP被认为是客户（customer）,而全球承载1SP被认为是提 供商（provider）.
如果说某个公司建立并且运营了一个可以盈利的全球传输的ISP，其他的公司建立了自己的全球传输的ISP，并且与最初的，全球传输的ISP竞争就是一件自然的事情，这就导致了网络结构2，
,它由数卜 万接入ISP和多个全球承载ISP组成 接入ISP无疑喜欢网络结构2胜过喜欢网络结构1, 因为它们现在能够根据价格和服务的函数.在多个竞争的全球承载提供商之间进行选择 然而，值得注意的是，这些全球承裁ISP之间必须是互联的：不然的话.与某个全球承载 1SP连接的接入ISP将不能与连接到其他全球承载15P的接入ISP通信
与某个全球传输的ISP连接的接入的ISP将不能够与连接到其他的全球传输的ISP的接入ISP进行通信
刚才描述的网络结构2是一种两层的等级结构.其中全球承载提供商位于顶层，而接 人1SP位于底层…这假设了全球承载ISP不仅能够接近每个接入ISP.而且发现经济上也 希望这样做 现实中,尽管某些ISP确实具有令人印象深刻的全球覆盖，并且确实直接与许多的接入的ISP连接，但是世界上没有那个ISP是无处不在的，，相反在任何给定的区域里面，可能有一个区域的ISP，（Regional SIP),区域当中的接入的ISP与之连接，每个区域的ISP则与低一层的ISP连接，第一层的ISP类似于我们假象的全球传输的ISP，尽管他不是在世界上当中的每个城市存在的，但是他确实存在，由大约十几个第一层的ISP，包括Lebvel3 Commuciation ,AT&T,Sprint 和NTT，有趣的是，没有组织正式认可第一层状态，俗话说，如果必须问你是否是一个组织的成员，你可能不是。
返回到网络的网络，不仅有多个竞争的第一层ISP,而且在一个区域可能有多个竞争的 区域ISP在这样的等级结构中，毎个接入ISP向区域ISP支付其连接费用，并且每个区域 ISP向它连接的第一层ISP支付费用，（一个接入1SP也能直接与第一层ISP连接，这样它就 向第一层ISP付泌，）因此.在这个等级结构的每层，有客户-提供商关系 值得注意的是, 第一层ISP不向任何人付费.因为它们位于该等级结构的顶部 使事情更为复杂的是，在某 些区域，可能有较大的区域1SP （可能跨越整个国家），区域中较小的区域1SP与之相连，较 大的区域1SP则与第–层】SP连接，例如.在中国，毎个城市有接入1SP.它们与省级ISP连 接，省级ISP又与国家级ISP连接，国家级ISP最终与第一层1SP连接［Tian 2012］。这个多 层等级结构仍然仅仅是今天因特网的粗略近似，我们称它为网络结构3°
为了建在一个与今天因特网更加相似的网络。我们必须在等级化的网络结构3上增加存在点(Point of Presence ,PoP),多宿，对等和因特网交换点，PoP存在于等级结构的所有的层次，但是底层的（接入的ISP）等级除外，一个POP只是提供商网络当中的一台或者堕胎路由器（在相同的位置）的群组，其中的客户ISP能够与提供上ISP连接，对于要与提供商PoP连接的客户网络，它能够从第三方电信提供商租用高速链路将他的路由器之一直接连接到威域该PoP的一台路由器上，任何的ISP可以选择多宿，既可以与两个或者更多的提供商ISP连接，例如一个接入的ISP可能与两个区域的ISP多宿，不仅可以与两个区域的ISP多宿，也可以和第一个层次的ISP多宿，当一个ISP多宿的时候，即使他的提供商之一出现故障，他仍然可以继续发送和接收分组。