03-zgb-数据链路层ppt课件

1、高级网络通讯原理 浙江工商大学 信电学院第 3 章 数据链路层第 3 章 数据链路层*3.1 数据链路层的根本概念*3.2 停顿等待协议3.2.1 完全理想化的数据传输3.2.2 具有最简单流量控制的数据链路层协议3.2.3 适用的停顿等待协议3.2.4 循环冗余检验的原理3.2.5 停顿等待协议的算法3.2.6 停顿等待协议的定量分析第 3 章 数据链路层续*3.3 延续 ARQ 协议3.3.1 延续 ARQ 协议的任务原理3.3.2 延续 ARQ 协议的吞吐量3.3.3 滑动窗口的概念3.3.4 信道利用率与最正确帧长3.4 选择重传 ARQ 协议第 3 章 数据链路层续*3.5 面向比特

2、的链路层协议 HDLC3.5.1 HDLC 协议概述3.5.2 HDLC 的帧构造*3.6 因特网的点对点协议 PPP 3.6.1 PPP 协议的任务原理 3.6.2 PPP 协议的帧格式 3.6.3 PPP 协议的任务形状3.1 数据链路层的根本概念 链路(link)是一条无源的点到点的物理线路段，中间没有任何其他的交换结点。一条链路只是一条通路的一个组成部分。数据链路(data link) 除了物理线路外，还必需有通讯协议来控制这些数据的传输。假设把实现这些协议的硬件和软件加到链路上，就构成了数据链路。如今最常用的方法是运用适配器即网卡来实现这些协议的硬件和软件。普通的适配器都包括了数据链

3、路层和物理层这两层的功能。 数据链路层像个数字管道 经常在两个对等的数据链路层之间画出一个数字管道，而在这条数字管道上传输的数据单位是帧。早期的数据通讯协议曾叫作通讯规程(procedure)。因此在数据链路层，规程和协议是同义语。 结点结点帧帧数据链路层的主要功能(1) 链路管理 (2) 帧定界 (3) 流量控制(4) 过失控制 (5) 将数据和控制信息区分开 (6) 透明传输 (7) 寻址 数据链路层所提供的效力数据链路层可以提供多种不同类型的效力，实践提供的效力因系统不同而不同，但根本上有三种： 无确认、无衔接效力； 有确认、无衔接效力； 面向衔接效力。 数据链路层所提供的效力无确认、无

4、衔接效力指的是源机器向目的地机器发出独立的帧，而目的地机器对收到的帧不作确认。事先不用建立衔接，因此也不存在事后的释放。假设某个帧由于线路噪声而丧失，数据链路层并不预备恢复它，恢复任务留给上层去完成。这类效力适用于误码率很低的情况。这类效力也适用于语音这样的实时信息源，这类信息流由时延引起的不良后果比数据损坏严重。许多局域网在数据链路层都提供无确认、无衔接效力。为了提高可靠性，引入了有确认、无衔接效力。这种效力依然不需求建立衔接，但是对一个被发出去的帧要进展单独确认。用这种方式，发送方就可以知道一帧能否已平安到达目的地。假设在指定的时间一帧未能到达目的地，那么可以重传误帧。数据链路层所提供的效

5、力数据链路层为网络层提供的最复杂的效力是面向衔接的效力。采用这种效力，源机器和目的地机器在传送任何数据之前，必需先建立一条衔接。在这种衔接上传送的每一个帧被编上号，数据链路层保证传送的帧被对方收到，且只收到一次，帧的先后顺序也不变。但采用无衔接方式，假设确认信息丧失，将会引起一帧被多次发送，因此被多次接纳。数据链路层的面向衔接的效力为网络层协议实体之间的交互提供了可靠传送比特流的效力。 异步传输和同步传输 比特的传送和接纳是经过采用定时时钟来完成的。发送计算机利用它的时钟来决议每个比特的起始和终了。在接纳计算机那里，时钟被用来确定对信号进展采样取值的位置和间隔时间。普通情况下，使两个独立的时钟

6、准确同步是不太能够的，它们都产生本人的漂移，引起两个延续采样之间的间隔比所希望的变长了或变短了。例如，对于一种产生100bps的数据流，应该每隔0.01秒有一个时钟信号；但由于时钟的漂移，偏向范围从0.01-到0.01+，的大小取决于时钟的产生方法 。异步传输和同步传输 异步传输和同步传输时钟漂移会引起接纳方在确定一个比特的起始和终了位置时发生错误。由于接纳时钟与发送时钟的差别，接纳方能够对代表1位的信号采样两次，从而多产生一个比特，也能够跳过一位。例如图3-2所示，传送0010这样一串比特，由于时钟漂移，结果被接纳方错误地以为是00110或010。处理上述同步问题的方法有两种。第一种称为异步

7、法，发送方和接纳方独立地产生时钟，但定期地进展同步。第二种方法称为同步法，接纳端时钟完全由发送方时钟控制，也就是说，接纳方时钟与发送方时钟是严厉同步的。 异步传输异步传输是基于这样的现实：在一定的比特数目内，时钟漂移的程度是有限的。它让接纳方在某一个时间点上跟一个发送方时钟信号同步，并由此开场本人独立的时钟信号序列。由于偏移相对于一个比特时间来说是比较小的，接纳方可以在偏移积累到采样发生错误之前正确地接纳假设干个比特。 在异步传输中，数据以字符为单元发送；每个字符的长度根据所运用的编码方案可以是5到8个比特。作为例子，常用的ASCII编码每个字符7个比特；另一种在一切的IBM机器个人计算机除外

8、上采用的EBCDIC扩展的二进制编码的十进制交换码编码是每个字符8个比特。值得留意的是，定时或同步仅仅在每个字符的范围内维持着，接纳方在每个新字符的开头都被提供时机重新进展同步。 异步传输 异步传输如图3-3所示，当没有字符发送时，在发送方和接纳方之间的线路处于空闲形状。空闲的定义等效于二进制1的信令元素。因此，对于NRZ-L信令，空闲表示在线路上存在着负电压，也称标志mark形状。每个异步字符以1个开启位起始，该位的信号电压等同于二进制0的值，它通知接纳设备开场丈量随后的数据位串，即断定1和0的位串。接下来的就是实践地组成该字符的5到8个比特，在我们的例如中是采用ASCII编码，因此有7个比

9、特，通常在该字符后面还有一个奇偶位，该奇偶位的值由发送方设置。取决于所运用的规约，字符中1的总数目包括奇偶位即8个比特应该坚持偶数偶检验或奇数奇检验的属性。接纳方可以运用奇偶位检查在传输过程中能否有错误发生。最后一个元素是停顿位，它的信号电平等同于二进制的1。停顿位至少1位，流行的适用规范有1位、1.5位和2位最小长度规范。在发送一个稳定的字符流的情况下，两个字符之间的隔离长度坚持一致，都等于停顿位元素。 异步传输启停位使得每个被发送的字节都组成1个帧。标志信号用逻辑“1数据线电压表示，在1位的时间周期内，数据线电压变成0，所表示的这一位称为开启位。运用停顿位的目的是允许接纳方有足够的时间进展

10、重置，预备接纳信息中的下一个数据字节。 接纳机的独立时钟与从标志形状到开启形状的转换同时发生，之后，在一个新的字节发送之前，让接纳方时钟独立运转一个最大比特数的时间。异步传输的最大缺陷是在线路上的额外开销在ASCII编码的条件下至少20%，每发送8位至少要有两个附加位。这就使得它只能用于低速传送110bps到19.2kbps。 同步传输在同步传输中，以一种稳定的流方式传送比特块，不运用开启和停顿位编码。该数据块在长度上可以是许多个比特。为了防止在发送机和接纳机之间的定时漂移，它们的时钟必需经过某种途径坚持同步。一种能够性是在发送设备和接纳设备之间提供单独的时钟线路。由一方发送方或接纳方担任在线

11、路上定期地加载脉冲，即每个比特周期发送一个短脉冲。另一方运用这些规那么脉冲作为时钟。这种技术在短间隔上任务得很好，但对于较长的间隔，时钟脉冲会跟数据信号一样面临失真的问题，从而产生定时错误。另一种替代的方法是在数据信号中嵌入时钟信息；对于数字信号，这可以经过运用曼彻斯特或差分曼彻斯特编码得以实现。对于模拟信号，有多种技术可以运用；例如，可以运用载波频率本身基于载波的相位来使接纳设备同步。 同步传输对于同步传输，还需求进展另一个层次上的同步，使得接纳设备可以确定一个数据块的开场和终了。为了获得这一目的，每个块以一个前缀比特串开场，并且普通地还用一个后缀比特串结尾。此外，还附加一些其它的比特传送在

12、数据链路控制过程中要运用的控制信息。数据加上前缀、后缀和控制信息就构成了帧。准确的帧格式取决于所运用的数据链路控制过程。 同步传输 同步传输图3-4以普通的术语示出了一种典型的同步传输的帧格式。普通说来，帧用一个称为标志的前缀起始。同样的标志也用作后缀。接纳方查看标志图案确定一个帧的开场。跟在前缀标志后面的是一定数目的控制段，然后是数据段对于大多数协议都是可变长度。在数据段后面还可以有控制段，最后反复标志段。对于可变大小的数据块，同步传输在效率上要比异步传输高得多。异步传输需求百分之二十或更多的开销。同步传输的控制信息、前缀和后缀加在一同普通情况下都小于100位。例如，广泛运用的HDLC帧包含

13、48位的控制、前缀和后缀开销。因此，对于一个包含1000个字符的数据块，每个帧由48比特的开销和1000*8=8000比特的数据组成，开销所占的比例仅是48/8048*100%=0.6%。 3.2 停顿等待协议3.2.1 完全理想化的数据传输先研讨一下数据链路层的模型。数据链路层的简单模型局域网广域网主机 H1主机 H2路由器 R1路由器 R2路由器 R3网局域网主机 H1 向 H2 发送数据链路层运用层运输层网络层物理层链路层运用层运输层网络层物理层链路层网络层物理层链路层网络层物理层链路层网络层物理层R1R2R3H1H2从层次上来看数据的流动数据链路层的简单模型( 续局域网广域网主机 H1

14、主机 H2路由器 R1路由器 R2路由器 R3网局域网主机 H1 向 H2 发送数据链路层运用层运输层网络层物理层链路层运用层运输层网络层物理层链路层网络层物理层链路层网络层物理层链路层网络层物理层R1R2R3H1H2仅从数据链路层察看帧的流动3.2 停顿等待协议3.2.1 完全理想化的数据传输数据链路层主机 A缓存主机 B数据链路AP2AP1缓存发送方接纳方帧高层帧完全理想化的数据传输所基于的两个假定 假定 1： 链路是理想的传输信道，所传送的任何数据既不会出过失也不会丧失。假定 2： 不论发方以多快的速率发送数据，收方总是来得及收下，并及时上交主机。这个假定就相当于以为：接纳端向主机交付数

15、据的速率永远不会低于发送端发送数据的速率。 3.2.2 具有最简单流量控制的数据链路层协议如今去掉上述的第二个假定。但是，依然保管第一个假定，即主机 A 向主机 B传输数据的信道依然是无过失的理想信道。然而如今不能保证接纳端向主机交付数据的速率永远不低于发送端发送数据的速率。由收方控制发方的数据流，乃是计算机网络中流量控制的一个根本方法。 具有最简单流量控制的数据链路层协议算法在发送结点： (1) 从主机取一个数据帧。 (2) 将数据帧送到数据链路层的发送缓存。 (3) 将发送缓存中的数据帧发送出去。 (4) 等待。 (5) 假设收到由接纳结点发过来的信息(此信息 的格式与内容可由双方事先商定

16、好)，那么 从主机取一个新的数据帧，然后转到(2)。具有最简单流量控制的数据链路层协议算法续在接纳结点： (1) 等待。 (2) 假设收到由发送结点发过来的数据帧， 那么将其放入数据链路层的接纳缓存。 (3) 将接纳缓存中的数据帧上交主机。 (4) 向发送结点发一信息，表示数据帧已 经上交给主机。 (5) 转到(1)。两种情况的对比传输均无过失ABDATADATADATADATA送主机 B送主机 B送主机 B送主机 BABDATA送主机 BDATA送主机 B时间不需求流量控制需求流量控制3.2.3 适用的停顿等待协议时间ABDATA0送主机ACKDATA1送主机ACK(a) 正常情况ABDAT

17、A0DATA0送主机ACK(c) 数据帧丧失重传tout丢失 ！ABDATA0送主机ACKDATA0丢弃ACK(d) 确认帧丧失重传tout丢失 ！ABDATA0NAKDATA0送主机ACK(b) 数据帧出错重传出错四种情况超时计时器的作用结点A发送完一个数据帧时，就启动一个超时计时器(timeout timer)。计时器又称为定时器。假设到了超时计时器所设置的重传时间 tout而仍收不到结点 B 的任何确认帧，那么结点 A 就重传前面所发送的这一数据帧。普通可将重传时间选为略大于“从发完数据帧到收到确认帧所需的平均时间。 处理反复帧的问题 使每一个数据帧带上不同的发送序号。每发送一个新的数据

18、帧就把它的发送序号加 1。 假设结点 B 收到发送序号一样的数据帧，就阐明出现了反复帧。这时应丢弃反复帧，由于曾经收到过同样的数据帧并且也交给了主机 B。但此时结点 B 还必需向 A 发送确认帧 ACK，由于 B 曾经知道 A 还没有收到上一次发过去确实认帧 ACK。 帧的编号问题 任何一个编号系统的序号所占用的比特数一定是有限的。因此，经过一段时间后，发送序号就会反复。 序号占用的比特数越少，数据传输的额外开销就越小。 对于停顿等待协议，由于每发送一个数据帧就停顿等待，因此用一个比特来编号就够了。一个比特可表示 0 和 1 两种不同的序号。 帧的发送序号 数据帧中的发送序号 N(S) 以 0

19、 和 1 交替的方式出如今数据帧中。每发一个新的数据帧，发送序号就和上次发送的不一样。用这样的方法就可以使收方可以区分开新的数据帧和重传的数据帧了。 可靠传输 虽然物理层在传输比特时会出现过失，但由于数据链路层的停顿等待协议采用了有效的检错重传机制，数据链路层对上面的网络层就可以提供可靠传输的效力。 3.2.4 循环冗余检验的原理 在数据链路层传送的帧中，广泛运用了循环冗余检验 CRC 的检错技术。假设待传送的数据 M = 1010001101共k bit。我们在M的后面再添加供过失检测用的 n bit 冗余码一同发送。 冗余码的计算 用二进制的模 2 运算进展 2n 乘 M 的运算，这相当于

20、在 M 后面添加 n 个 0。得到的 (k + n) bit 的数除以事先选定好的长度为 (n + 1) bit 的数 P，得出商是 Q 而余数是 R，余数 R 比除数 P 至少要少1 个比特。 冗余码的计算举例 设 n = 5, P = 110101，模 2 运算的结果是：商 Q = 1101010110， 余数R = 01110。将余数 R 作为冗余码添加在数据 M 的后面发送出去，即发送的数据是101000110101110，或 2nM + R。 1101010110 Q 商 除数 P 110101 101000110100000 2nM 被除数 110101 111011 110101

21、 111010 110101 111110 110101 101100 110101 110010 110101 01110 R 余数循环冗余检验的原理阐明 CRC纠错帧检验序列 FCS 在数据后面添加上的冗余码称为帧检验序列 FCS (Frame Check Sequence)。循环冗余检验 CRC 和帧检验序列 FCS并不等同。CRC 是一种常用的检错方法，而 FCS 是添加在数据后面的冗余码。FCS 可以用 CRC 这种方法得出，但 CRC 并非用来获得 FCS 的独一方法。 检测出过失 只需得出的余数 R 不为 0，就表示检测到了过失。但这种检测方法并不能确定终究是哪一个或哪几个比特出

22、现了过失。一旦检测出过失，就丢弃这个出现过失的帧。只需经过严厉的挑选，并运用位数足够多的除数 P，那么出现检测不到的过失的概率就很小很小。 该当留意 仅用循环冗余检验 CRC 过失检测技术只能做到无过失接受(accept)。“无过失接受是指：“凡是接受的帧即不包括丢弃的帧，我们都能以非常接近于 1 的概率以为这些帧在传输过程中没有产生过失。也就是说：“凡是接受的帧都没有传输过失有过失的帧就丢弃而不接受。要做到“可靠传输即发送什么就收到什么就必需再加上确认和重传机制。 3.2.5 停顿等待协议的算法这里不运用否认帧适用的数据链路层协议大都是这样的，而且确认帧带有序号 n。按照习惯的表示法，ACK

23、n 表示“第 n 1 号帧曾经收到，如今期望接纳第 n 号帧。ACK1 表示“0 号帧已收到，如今期望接纳的下一帧是 1 号帧；ACK0 表示“1 号帧已收到，如今期望接纳的下一帧是 0 号帧。 在发送结点 (1) 从主机取一个数据帧，送交发送缓存。(2) V(S)0。 (3) N(S)V(S)。(4) 将发送缓存中的数据帧发送出去。 (5) 设置超时计时器。(6) 等待。 等待以下(7)和(8)这两个事件中最先出现的一个(7) 收到确认帧 ACKn， 假设 n = 1 V(s)，那么： 从主机取一个新的数据帧，放入发送缓存； V(S)1 V(S)，转到 (3)。 否那么，丢弃这个确认帧，转到

24、(6)。 (8) 假设超时计时器时间到，那么转到(4)。在接纳结点 (1) V(R)0。(2) 等待。(3) 收到一个数据帧； 假设 N(S) = V(R)，那么执行(4)； 否那么丢弃此数据帧，然后转到(6)。(4) 将收到的数据帧中的数据部分送交上层软件 也就是数据链路层模型中的主机。(5) V(R)1 V(R)。(6) nV(R)； 发送确认帧 ACKn，转到(2)。 停顿等待协议的要点只需收到序号正确确实认帧 ACKn 后，才更新发送形状变量 V(S)一次，并发送新的数据帧。接纳端接纳到数据帧时，就要将发送序号 N(S) 与本地的接纳形状变量 V(R) 相比较。假设二者相等就阐明是新的

25、数据帧，就收下，并发送确认。否那么为反复帧，就必需丢弃。但这时仍须向发送端发送确认帧 ACKn，而接纳形状变量 V(R) 和确认序号 n 都不变。 停顿等待协议的要点续延续出现一样发送序号的数据帧，阐明发送端进展了超时重传。延续出现一样序号确实认帧，阐明接纳端收到了反复帧。 发送端在发送完数据帧时，必需在其发送缓存中暂时保管这个数据帧的副本。这样才干在出过失时进展重传。只需确认对方曾经收到这个数据帧时，才可以去除这个副本。 停顿等待协议的要点续适用的 CRC 检验器都是用硬件完成的。CRC 检验器可以自动丢弃检测到的出错帧。因此所谓的“丢弃出错帧，对上层软件或用户来说都是觉得不到的。发送端对出

26、错的数据帧进展重传是自动进展的，因此这种过失控制体制常简称为 ARQ (Automatic Repeat reQuest)，直译是自动重传恳求，但意思是自动恳求重传。 3.2.6 停顿等待协议的定量分析设 tf 是一个数据帧的发送时间，且数据帧的长度是固定不变的。显然，数据帧的发送时间 tf 是数据帧的长度 lf (bit)与数据的发送速率 C (bit/s)之比，即 tf = lf /C = lf /C (s) 3-1 发送时间 tf 也就是数据帧的发送时延。数据帧沿链路传到结点B还要阅历一个传播时延 tp。结点 B 收到数据帧要破费时间进展处置，此时间称为处置时间 tpr，发送确认帧 AC

27、K 的发送时间为 ta。 停顿等待协议中数据帧和确认帧的发送时间关系 ABDATADATAACK传播时延 tp处置时间 tpr确认帧发送时间 ta传播时延 tp处置时间 tprtT时间两个胜利发送的数据帧之间的最小时间间隔数据帧的发送时间tf设置的重传时间tout重传时间 重传时间的作用是：数据帧发送终了后假设经过了这样长的时间还没有收到确认帧，就重传这个数据帧。 为方便起见，我们设重传时间为 tout = tp + tpr+ ta + tp + tpr (3-2) 设上式右端的处置时间 tpr 和确认帧的发送时间 ta 都远小于传播时延 tp，因此可将重传时间取为两倍的传播时延，即 tout

28、 = 2tp (3-3)停顿等待协议 ARQ 的优缺陷 优点：比较简单 。缺陷：通讯信道的利用率不高，也就是说，信道还远远没有被数据比特填满。为了抑制这一缺陷，就产生了另外两种协议，即延续 ARQ 和选择重传 ARQ。这将在后面进一步讨论。 3.3延续 ARQ 协议3.3.1 延续 ARQ 协议的任务原理 在发送完一个数据帧后，不是停下来等待确认帧，而是可以延续再发送假设干个数据帧。假设这时收到了接纳端发来确实认帧，那么还可以接着发送数据帧。由于减少了等待时间，整个通讯的吞吐量就提高了。 延续 ARQ 协议的任务原理 DATA0DATA1DATA2DATA3DATA4DATA5重传 DATA2

29、重传 DATA3ACK1ACK2ACK1 确认 DATA0ACK2 确认 DATA1DATA2 出错，丢弃DATA3 不按序，丢弃，重传 ACK2DATA4 不按序，丢弃，重传 ACK2DATA5 不按序，丢弃，重传 ACK2ACK3ACK3 确认 DATA2ACK4 确认 DATA3ACK4重传 DATA5重传 DATA4超时重传时间ABtout送交主机送交主机?ACK2ACK2ACK2需求留意： (1) 接纳端只按序接纳数据帧。虽然在有过失的 2号帧之后接着又收到了正确的 3 个数据帧，但接纳端都必需将这些帧丢弃，由于在这些帧前面有一个 2 号帧还没有收到。虽然丢弃了这些不按序的无过失帧，

30、但应反复发送已发送过的最后一个确认帧防止确认帧丧失。(2) ACK1 表示确认 0 号帧 DATA0，并期望下次收到 1 号帧；ACK2 表示确认 1 号帧 DATA1，并期望下次收到 2 号帧。依此类推。 需求留意： (3) 结点 A 在每发送完一个数据帧时都要设置该帧的超时计时器。假设在所设置的超时时间内收到确认帧，就立刻将超时计时器清零。但假设在所设置的超时时间到了而未收到确认帧，就要重传相应的数据帧仍需重新设置超时计时器。 在等不到 2 号帧确实认而重传 2 号数据帧时，虽然结点 A 曾经发完了 5 号帧，但仍必需向回走，将 2号帧及其以后的各帧全部进展重传。延续 ARQ 又称为Go-

31、back-N ARQ，意思是当出现过失必需重传时，要向回走 N 个帧，然后再开场重传。 需求留意： (4) 以上讲述的仅仅是延续 ARQ 协议的任务原理。协议在详细实现时还有许多的细节。例如，用一个计时器就可实现相当于 N 个独立的超时计时器的功能。 3.3.3 滑动窗口的概念发送端和接纳端分别设定发送窗口和接纳窗口 。发送窗口用来对发送端进展流量控制。发送窗口的大小 WT 代表在还没有收到对方确认信息的情况下发送端最多可以发送多少个数据帧。 01234567012发送窗口WT不允许发送这些帧允许发送 5 个帧(a)01234567012不允许发送这些帧还允许发送 4 个帧WT已发送(b)01

32、234567012不允许发送这些帧WT已发送(c)01234567012不允许发送这些帧还允许发送 3 个帧WT已发送 已发送并已收到确认(d)接纳端设置接纳窗口 在接纳端只需当收到的数据帧的发送序号落入接纳窗口内才允许将该数据帧收下。 假设接纳到的数据帧落在接纳窗口之外，那么一概将其丢弃。 在延续 ARQ 协议中，接纳窗口的大小 WR = 1。只需当收到的帧的序号与接纳窗口一致时才干接纳该帧。否那么，就丢弃它。每收到一个序号正确的帧，接纳窗口就向前即向右方滑动一个帧的位置。同时发送对该帧确实认。 不允许接纳这些帧01234567012WR预备接纳 0 号帧(a)不允许接纳这些帧0123456

33、7012WR预备接纳 1 号帧已收到(b)不允许接纳这些帧01234567012WR预备接纳 4 号帧已收到(c)滑动窗口的重要特性只需在接纳窗口向前滑动时与此同时也发送了确认，发送窗口才有能够向前滑动。收发两端的窗口按照以上规律不断地向前滑动，因此这种协议又称为滑动窗口协议。当发送窗口和接纳窗口的大小都等于 1时，就是停顿等待协议。 发送窗口的最大值 当用 n 个比特进展编号时，假设接纳窗口的大小为 1，那么只需在发送窗口的大小 WT 2n 1时，延续 ARQ 协议才干正确运转。例如，当采用 3 bit 编码时，发送窗口的最大值是 7 而不是 8。 3.3.4 信道利用率由于每个数据帧都必需

34、包括一定的控制信息(如帧的序号、地址、同步信息以及其他的一些控制信息)，所以即使延续不停地发送数据帧，信道利用率(即扣除全部的控制信息后的数据率与信道容量之比)也不能够到达 100 %。 当出现过失时(这是不可防止的)，数据帧的不断重传将进一步使信道利用率降低。 最正确帧长 假设数据帧的帧长获得很短，那么控制信息在每一帧中所占的比例就增大，因此额外开销增大，这就导致信道利用率的下降。假设帧长获得太长，那么数据帧在传输过程中出错的概率就增大，于是重传次数将增大，这也会使信道利用率下降。由此可见，存在一个最正确帧长，在此帧长下信道的利用率最高。 3.4 选择重传 ARQ 协议 可加大接纳窗口，先收

35、下发送序号不延续但仍处在接纳窗口中的那些数据帧。等到所缺序号的数据帧收到后再一并送交主机。 选择重传 ARQ 协议可防止反复传送那些本来曾经正确到达接纳端的数据帧。但我们付出的代价是在接纳端要设置具有相当容量的缓存空间。对于选择重传 ARQ 协议，假设用 n 比特进展编号，那么接纳窗口的最大值受下式的约束WR 2n/2 (3-18) 选择重传 ARQ 协议SWS=5,RWS=3, MaxSeqNum=8SWS=5,RWS=3, MaxSeqNum=73.5 面向比特的链路控制规程 HDLC3.5.1 HDLC 协议概述1974年，IBM 公司推出了面向比特的规程SDLC (Synchronou

36、s Data Link Control)。后来 ISO 把 SDLC 修正后称为 HDLC (High-level Data Link Control)，译为高级数据链路控制，作为国际规范ISO 3309。CCITT 那么将 HDLC 再修正后称为链路接入规程 LAP (Link Access Procedure)。不久，HDLC 的新版本又把 LAP 修正为 LAPB，“B表示平衡型(Balanced)，所以 LAPB 叫做链路接入规程(平衡型)。 3.5.2 HDLC 的帧构造标志字段 F (Flag) 为 6 个延续 1 加上两边各一个 0 共 8 bit。在接纳端只需找到标志字段就可确

37、定一个帧的位置。 比特888可变168信息 Info标志 F标志 F地址 A控制 C帧检验序列 FCS透明传输区间FCS 检验区间零比特填充法 HDLC 采用零比特填充法使一帧中两个 F 字段之间不会出现 6 个延续 1。在发送端，当一串比特流数据中有 5 个延续 1 时，就立刻填入一个 0。在接纳帧时，先找到 F 字段以确定帧的边境。接着再对比特流进展扫描。每当发现 5 个延续 1 时，就将其后的一个 0 删除，以复原成原来的比特流。 零比特的填充与删除 数据中某一段比特组合恰好出现和 F 字段一样的情况0 1 0 0 1 1 1 1 1 1 0 0 0 1 0 1 0会被误以为是 F 字段

38、发送端在 5 个连 1 之后填入 0 比特再发送出去填入 0 比特0 1 0 0 1 1 1 1 1 0 1 0 0 0 1 0 1 0在接纳端将 5 个连 1 之后的 0 比特删除，恢复原样在此位置删除填入的 0 比特0 1 0 0 1 1 1 1 1 0 1 0 0 0 1 0 1 0透明传输 采用零比特填充法就可传送恣意组合的比特流，或者说，就可实现数据链路层的透明传输。当延续传输两个帧时，前一个帧的终了标志字段 F 可以兼作后一帧的起始标志字段。当暂时没有信息传送时，可以延续发送标志字段，使收端可以不断和发端坚持同步。 其他字段 地址字段 A 是 8 bit。 帧检验序列 FCS 字段

39、共 16 bit。所检验的范围是从地址字段的第一个比特起，到信息字段的最末一个比特为止。 控制字段 C 共 8 bit，是最复杂的字段。HDLC 的许多重要功能都靠控制字段来实现。 3.3.1 HDLC的帧格式 3.6 因特网的点对点协议 PPP3.6.1 PPP 协议的任务原理如今全世界运用得最多的数据链路层协议是点对点协议 PPP (Point-to-Point Protocol)。用户运用拨号线接入因特网时，普通都是运用 PPP 协议。 用户拨号入网的表示图 路由器调制解调器调制解调器因特网效力提供者(ISP)用户家庭拨号线 运用 TCP/IP 的 PPP 衔接运用 TCP/IP 的 客

40、户进程路由选择 进程至因特网PC 机PPP 协议 1992 年制定了 PPP 协议。经过 1993 年和 1994 年的修订，如今的 PPP 协议已成为因特网的正式规范RFC 1661。 PPP协议有三个组成部分 一个将 IP 数据报封装到串行链路的方法。链路控制协议 LCP (Link Control Protocol)。网络控制协议 NCP (Network Control Protocol)。 3.6.2 PPP 协议的帧格式PPP 的帧格式和 HDLC 的类似。 标志字段 F 仍为 0 x7E 符号“0 x表示后面的字符是用十六进制表示。十六进制的 7E 的二进制表示是 0111111

41、0。地址字段 A 只置为 0 xFF。地址字段实践上并不起作用。控制字段 C 通常置为 0 x03。PPP 是面向字节的，一切的 PPP 帧的长度都是整数字节。 PPP 协议的帧格式PPP 有一个 2 个字节的协议字段。当协议字段为 0 x0021 时，PPP 帧的信息字段就是IP 数据报。假设为 0 xC021, 那么信息字段是 PPP 链路控制数据。假设为 0 x8021，那么表示这是网络控制数据。 IP 数据报1211字节12不超越 1500 字节PPP 帧先发送7EFF03FACFCSF7E协议信 息 部 分首部尾部透明传输问题 当 PPP 用在同步传输链路时，协议规定采用硬件来完成比

42、特填充和 HDLC 的做法一样。 当 PPP 用在异步传输时，就运用一种特殊的字符填充法。 字符填充法 将信息字段中出现的每一个 0 x7E 字节转变成为 2 字节序列(0 x7D, 0 x5E)。 假设信息字段中出现一个 0 x7D 的字节, 那么将其转变成为 2 字节序列(0 x7D, 0 x5D)。假设信息字段中出现 ASCII 码的控制字符即数值小于 0 x20 的字符，那么在该字符前面要参与一个 0 x7D 字节，同时将该字符的编码加以改动。 不提供运用序号和确认的可靠传输 PPP 协议之所以不运用序号和确认机制是出于以下的思索：在数据链路层出现过失的概率不大时，运用比较简单的 PP

43、P 协议较为合理。在因特网环境下，PPP 的信息字段放入的数据是 IP 数据报。数据链路层的可靠传输并不可以保证网络层的传输也是可靠的。帧检验序列 FCS 字段可保证无过失接受。 PPP 协议的形状图 建立失败失败NCP 配置鉴别胜利通讯终了载波停顿检测到 载波双方协商一些选项鉴别网络翻开终止静止过失检测 前向纠错编码在数据通讯的过程中，处理过失问题的一种方法是在每个要发送的数据块上附加足够的冗余信息，使接纳方可以推导出发送方实践送出的应该是什么样的比特串。 通常，一帧是由m个数据位即报文和r个冗余位或称校验位组成。设总长度为n，那么n=m+r，此长度为n位的单元经常被称作n位码字。假设有恣意

44、两个码字，比如说，10001001和10110001，可以确定有多少个不同的对应位。在我们的例子中有3个不同位。为了确定有多少位不同，只需对两个码字进展异或运算。然后计算结果中的1的位数。两个码字中不同的位的数目称作海明间隔1950年由Hamming提出。这种海明间隔的重要性在于假设两个码字的海明间隔为d，那么只需出现d个单位过失才干将其中一个码字转换成另一个码字。 过失检测 前向纠错编码在绝大多数传输运用中，一切2m个能够的数据信息都是有效的，但是由于加了检测位，就不会运用一切的2n个码字。知计算检测位的算法，就可构造出完全有效码字表。从这个表中找出具有最小海明间隔的两个码字，这个间隔便是全

45、部码字的海明间隔。一种编码的检错和纠错才干取决于它的海明间隔。为检测出d个比特错，需求运用间隔为d+1的编码，由于运用这种编码，d个单比特错决不能够将一个有效的码字改动为另一个有效的码字。当接纳方看见无效码字时，它就能明青丝生了传输过失。同样地，为了纠正d比特错，必需用间隔为2d+1的编码，这是由于，有效码字的间隔远到即使发生d个变化，这个发生了变化的码字依然比任何其它码字都更接近原始码字。因此就能独一地确定出原始码字。数据后面加上1个奇偶位的编码是检错码的一个简单例子。奇偶位的选取原那么是使码字内的1的数目为偶数或奇数。这种编码的间隔是2，由于任何单比特错都会产生奇偶位不正确的码字，故可以用来检测单比特错。过失检测 前向纠错编码下面再举一个纠错码的简单例子。思索只需4个有效码字的编码。这些码字是：0000000000，0000011111，1111100000，1111111111。这组码的间隔是5，这意味着可以校正两位错。假设有一个码字0000000111到达，接受方便知道原来的码字一定是000