复旦本科第3章+数据链路层课件

1第三章数据链路层曹袖（xiucao@）2015.10第三章数据链路层2数据链路层的功能（3.1）帧同步机制差错检测与校正（3.2）简单差错控制编码：奇偶校验码、Internet检验和、循环冗余码(CRC)、线性分组码卷积码RS码数据链路协议（3.3）停等协议滑动窗口协议数据链路层协议举例（3.4）HDLCPPP数据链路层的功能3

数据链路层的基本功能是在物理层提供的比特流传输服务基础上，把服务用户（网络层）来的数据沿一段逻辑链路可靠地传递给相邻的节点网络层。涉及4方面的内容：帧同步：约定处理的基本单元（帧，或称DL-PDU），进行帧的起始和结束定位。传输过程中可能有差错、流量等需要处理和控制。更有效地利用链路。差错控制（可靠传递）差错检测与校正。反馈重发：确认和重传。超时和序号：一帧可能完全消失，或重复。帧同步机制5有2类通信协议（同步）机制：

异步协议（字符为单位同步，字符间异步：字符内连续传输）在字符起始处进行同步位同步：发送方和接收方采用近似同一频率的时钟，短时间内时钟的偏移是可以忍受的。同步协议（帧为单位同步，字符间同步：帧内连续传输）在帧（比较大的数据单元）的起始处同步。维持固定的时钟，采用某种方法（比如上章介绍的4B/5B编码等）将时钟信号编码进数据中。面向字符的同步协议：特殊字符表示帧的开始和结束。面向比特的同步协议：特殊比特模式表示帧的开始和结束。字节计数的同步协议：特殊字符表示开始，字节数表示结束。违例编码法：采用不在正常数据部分出现的物理信号模式。固定长度（SONET/ATM/T1）：搜索特定比特模式来确定开始。起止式异步规程

起始位和终止位进行同步，起始位为低电平，终止位和空闲位为高电平。

接收端通过检测起始位的下降前沿来决定字符的开始，并作为后面各位的定时基准。大部分接收端采用更短周期时钟：比如16倍时钟。简单、信道有效利用率低、差错和通信控制能力差。如：1个起始位、5~8个数据位、0~1个奇/偶校验位、1~2个终止位6面向字符的同步协议

利用一些特殊定义的字符来标识帧的起始位置，分隔不同的段，控制信息交换的过程。字符填充：特殊字符可能在数据部分出现。一种方案：利用转义字符DLE(Data

Link

Escape)来实现数据透明在控制字符前面有一个DLE时才具有特殊意义。每个独立的控制字符作为普通的数据字符。

若数据段本身出现DLE，则在前面插入一个DLE。接收方接收到连续两个DLE，则去掉第一个DLE，并且作为普通字符看待，不再具有转义意义。例：接收到DLE/DLE/DLE/ETX

表示DLE(data)

+

ETX(control)特殊字符随采用的字符编码集而不同（ASCII/EBCDIC）。有很大局限性（早期使用较多）。ISO

1745Q:来自网络层的分组放在哪？7面向比特的同步规程

通过一个特定的比特模式“01111110”来标识帧的起始位置。比特填充：保证数据部分不会出现连续6个1帧中的其他字段中如果出现连续5个1，则之后插入一个0。当接收时，如果出现连续5个1后跟一个0，则删除0。HDLC相比面向字符，兼容性好，硬件实现方便。8字节计数的同步规程同步字符来进行帧同步，SOH标志帧开始。字节计数来确定帧的结束边界位置。CRC1对前面标题部分校验，CRC2对数据部分校验。–特殊字符少，但Count的差错可能是灾难性的。违例编码法通过不会在数据部分出现的编码信号来进行定位。比如曼彻斯特编码中的高-高/低-低信号。字节计数的同步规程/违例编码法9固定长度

SONET帧固定为810字节，每行前面三个字节头部，87字节用户数据，每帧的前面两个字节包含一个特殊的比特模式来表示帧的开始。数据部分没有进行填充来保证数据透明。

接收方首先检查相应的帧开始模式，然后检查每隔810字节后是否也是相同的比特模式，如果不是，则重新扫描帧开始模式。10固定长度+HEC

ATM（异步传输模式）采用53字节的信元cell，其中5个字节的头部中最后一个字节为HEC（信头差错校正）。同步状态：搜索逐比特检查HEC预同步同步逐信元检查HEC连续

次HEC正确HEC正确HEC不正确连续

次HEC不正确11差错检测与校正：传输差错特性链路上有两种不同的差错随机差错：随机热噪声随机热噪声是信道固有的、持续存在的；码元（比特）的差错是独立的，和前后的码元无关；随机错的概率很低，物理信道的设计保证相当大的信噪比。误码率(BER)：突发差错：冲击噪声外界的因素，持续时间短，突发性；传输中产生差错的主要原因；突发长度：突发差错发生的第一个码元到有错的最后一个码元间所有码元的个数。比如4800bps信道上的10ms的冲击噪声的突发长度为48比特。12差错控制通常通过差错编码来实现。

基本思想：在被传送的信息中附加一些监督位（码元），在收和发之间建立某种校验关系，当这种校验关系因传输错误而受到破坏时，可以被发现甚至纠正错误，这种检错与纠错能力是用信息量的冗余度来换取的。

差错编码：对要发送的信息位(k)附加上按照某种数学关系产生的冗余/监督位(r)。编码效率R=k/(k+r)：码字中信息位所占的比例。漏检率：接收者无法了解到信息位出错的概率。按照：是否能纠错：检错码和纠错码。信息码元和冗余码元之间的关系是否为线性：线性码和非线性码。信息码元和冗余码元之间的约束方式：分组码和卷积码。纠正错误类型：纠正随机错误和纠正突发错误码。

差错编码的任务就是要根据不同的差错特性，设计出编码效率高、纠错能力强的编码。实现中，根据需要尽量简化编码实现的复杂度，节省设计费用。13差错控制编码一些差错编码术语14

码元：数据通信中每一个符号的通称。在差错编码中一般用二进制表示，此时对应于比特（位）。码字：若干个码元序列组成的数据单元。码长：码字中码元的数目。码重：码字中非0数字的数目对于二进制码来讲，码重W就是码字中1的数目。例如码字10100，码长n=5，码重W=2。

码距（汉明/海明距离）：两个等长码字之间对应符号不同的数目

对于二进制码字而言，两个码字之间的模二相加，其不同的对应位必为1，相同的对应位必为0。两个码字之间模二相加得到的码重就是这两个码字之间的距离。如：码字10100与11000之间的码距d=2。

最小码距：在码字集合中全体码字之间距离的最小数值，表示为dmin。差错控制方式自动请求重发ARQ（Automatic

Request

for

Repeat）接收方检测错误，通知发送方重传。双向信道，发送方缓存发送的数据。前向纠错FEC（Forward

ErrorCorrection）接收方不仅可以检测错误，而且知道错误的位置、加以纠正。采用纠错码，无需反向信道，无需重发。

纠错码一般说来要比检错码使用更多的冗余位，也就是说编码效率低，而且纠错的设备也比检错的设备复杂得多混合纠错HEC（Hybrid

Error

Correction）：ARQ和FEC结合误码率较高时采用ARQ，低时采用FEC。（简单的FEC，不行则ARQ）15奇偶校验水平(横向)奇偶校验垂直(纵向)奇偶校验

检测出每列（段）中所有奇数（1、3…）个错；突发错误的漏检率为50%；在发送和接收的过程中进行编解码。各段同一位上的奇数个错；长度小于等于p的突发差错；

编码和检测相比垂直校验而言实现要复杂一些。16Internet校验和18高层协议的软件校验方法。

每2个字节为一组(word)，按照二进制反码运算相加。–最后如果为单字节，则附加一个为0的字节。生成校验和

校验和字段为0，然后二进制反码相加，最后取其反码作为校验和的取值。验证校验和

按照二进制反码运算相加，如果为全1（-0），则说明校验和正确。u_short

cksum(u_short

*buf,

int

count{register

u_long

sum

=

0;while

(count--){sum

+=

*buf++;if

(sum

&

0xFFFF0000){/*

carry

occurred,so

wrap

around

*/sum

&=

0xFFFF;sum++;}}return

˜(sum

&

0xFFFF);}RFC1071/wiki/Cyclic_redundancy_check计算机网络/存储中使用广泛的检错码纠错码的编码效率较低，常采用检错码＋ARQ。也称为多项式码二进制比特串和一个只有0和1两个系数的多项式一一对应；k位信息位对应于一个(k-1)次多项式K(x):比如1011011；r位冗余位对应于一个(r-1)次多项式R(x):比如110110；信息位＋冗余位（n=k+r）对应于一个(n-1)次多项式 T(x)=xrK(x)+R(x)编码：找一个生成多项式G(x)（r次多项式，最高位的系数为1），

xrK(x)除以G(x)得到的余式为冗余位R(x)。解码：接收方的码字除以G(x)，如余式为0（能整除）表示无错。19循环冗余码CRC循环冗余码CRC（续）CRC的多项式运算采用模2运算（异或、按位加/减）半加

半减＝–例：信息位1010001，多项式K(x)=x6+x4+1；生成多项式G(x)=x4+x2+x+1（对应代码10111）；则r=4，那么：20….即：R(x)=x3+x2+1循环冗余码CRC（续）

差错模式（差错多项式）E(x)＝发送码字和接收码字的半加，其中1的位置对应变化信息位（差错）的位置。若E(x)能被G(x)整除，则CRC不能检测这样的错误。Q:T(x)+E(x)是什么？21生成多项式若r次多项式G(x)含(x+1)的因子，则能检测出所有奇数位错：

若G(x)中不含x的因子，即G(x)中的常数项为1，则能检测出所有突发长度 r的突发错：n-1，除不尽xe+1，则

若G(x)中不含x的因子，且对任何0<e能检测出所有的双错：22生成多项式（续）

若G(x)中不含x的因子，则对突发长度为r+1的突发错误的漏检率为2-(r-1)

。

若G(x)中不含x的因子，则对突发长度b(b>r+1)的突发错误的漏检率为2-r

。23生成多项式（续）若适当选取r次多项式G(x)，满足：含有x+1因子。常数项不为0：不含x的因子。周期大于等于n·

周期e为使G(x)能除尽xe+1的最小正整数。则能：检测出所有奇数位错、突发长度小于等于r的突发错、双错。

突发长度为r+1的突发错误的漏检率为2-(r-1)，对突发长度b(b>r+1)的突发错误的漏检率为2-r

。常用的CRC多项式：IBM

BSC/USB802.15.4/CDMA/Bluetooth/HDLC/PPPEthernet/MPEG/PNG24码字输出端输出开关信息输入端CRC硬件实现R0R1Rr-1g1g2gr-1K(x)=1010001T(x)=1010001110125例

除以G(x)的运算可以通过移位寄存器和半加器来实现：

软件实现：查表线性分组码26

线性：信息码元与监督码元之间的关系可以用一组线性方程来表示。

分组：将信息码元若干位为一组，该组监督码元仅与本组信息位有关。线性分组码的线性特性任意两个许用码字的和也是许用码字。码集（码字集合）的最小码距等于非零码的最小码重。一些线性分组码奇偶校验循环冗余码海明码Reed-Solomon码码集汉明(海明)距离和检/纠错能力27假设要传送的消息为A/B两个状态编码（码字）–

A:

0 B:

1海明距离=1；没有检错/纠错。–

A:

00 B:

11海明距离=2；{01,10}不用，可以检测1比特错，没有纠错能力。–

A:

000 B:

111海明距离=3；检测出两位及两位以下差错；纠正1比特差错。码集海明距离和检/纠错能力（续）28为检出e个错码，要求码集的海明距离d≥e+1。为纠正t个错码，要求码集的海明距离d≥2t+1。为检出e个错码，同时能纠正t个错码，则应满足

d≥e+t+1

(e>t)。例：if

e=2,

t=1,

then

d≥e+t+1=4–{0000,1111} d=4,能检2个错码，能纠1个错码；–{0011,0101,0110},{1001,1010,1100} 能检1个错码；–{1100,1011} 能纠1位错。纠正一比特错的线性分组码：海明码回顾奇偶校验：一个k=n-1的信息位an-1an-2

…a1加上一个偶校验位a0（an-1an-2

…a1a0）。接收端：利用一个监督关系式计算校正因子S（=0和1），分别区分无错和有错（奇数位错）的情况：

扩展（Hamming码）：k位信息位后增加r个冗余位构成n(=k+r)位的码字。每个冗余位是通过信息位中的某些位半加后的结果。对应的接收方通过r个监督关系式产生r个校正因子来区分无错和n位的码字中一位错。要求：29Hamming

codes

with

additional

parity

(SECDED)Hamming

codes

have

a

minimumdistance

of

3,

whichmeans

that

the

code

can

detect

and

correct

a

single

error,

but

a

double

bit

error

isindistinguishable

froma

different

code

with

a

single

bit

error.

Thus,

they

can

detect

double-bit

errors

onlyif

correction

is

not

attempted.By

including

an

extra

parity

bit,

it

is

possible

to

increase

the

minimumdistance

of

the

Hamming

code

to

4.

This

gives

the

code

the

ability

to

detectand

correct

a

single

error

and

at

the

same

time

detect

(but

not

correct)

a

double

error.

(Itcould

also

be

used

to

detect

up

to3

errors

but

notcorrect

any.)This

code

system

is

popular

in

computer

memory

systems,

where

it

is

known

as

SECDED

("single

error

correction,

double

error

detection").Particularly

popular

is

the

(72,64)

code,

atruncated

(127,120)

Hamming

code

plus

an

additional

parity

bit,

which

has

the

same

space

overheadas

a

(9,8)

parity

code.an

overall

parity

bit

(bit

0)is

included,

the

code

can

detect

(but

not

correct)

any

two-bit

error,

making

a

SECDED

code.

The

overall

parityindicates

whether

the

total

numberof

errors

is

even

orodd.

If

the

basic

Hamming

code

detects

an

error,

but

the

overall

parity

says

that

there

arean

even

number

of

errors,

an

uncorrectable

2-bit

error

has

occurred.海明码（续）：例子

假设信息位为k=4，则r 3。取r=3，n=7，即a6a5a4a3

+a2a1a0。（编码效率R=4/7）冗余位a2、a1和a0是信息位中的某几位半加得到。三个监督关系式和校正因子S2S1S0来自冗余位a2a1a0与信息位a6a5a4a3半加S2S1S0区分无错和7位码字中某一位有错（纠错）的情况S2

S1

S0000001010100011101110111错码位置无错a0a1a2a3a4a5a6海明距离为3 纠正单比特差错或检测出2个比特差错,对于(7,4)海明码两者同时满足。

实践中进一步增加了一个奇偶校验位，使得海明距离为4（如果检测出差错，但奇偶校验为偶数个差错，说明为2个比特差错，否则为单比特差错）。30海明码（续）：纠错性能

信息位越长，编码效率越高。如：k=7，冗余位最少为4，编码效率为7/11。（k→∞，编码效率k/(k+r)趋于100％）纠正突发错误–连续P个码字排成一个矩阵，每行一个码字，从而可以纠正突发长度 P的突发错。31RS（Reed-Solomon）码*：伽罗瓦域32伽罗瓦域（有限域）：GF(pm)有限域的阶（有限域中元素的个数）一定是一个素数的幂=pm

。有限域的阶对应的素数为有限域的特征Char(GF(pm))，即最小的正数n：使得满足n个元素相加为0。如何构造GF(2m)?本原多项式P(x)：一个m次不可约多项式，可以整除x2m-1+1，但是不能整除其他的xk+1(k<2m-1)。总共有2m个元素，这些元素为0、1、α、α2、α3…α2m-2

，其中α为本原多项式P(x)=0的根。

GF(23)的本原多项式P(x)=x3+x+1，α为本原多项式

P(x)=0的根。33RS码：伽罗瓦域例GF(23)GF(23

)元素元素mod(α3+α+1)二进制对应代码00(000)1=α01(001)α1α1(010)α2α2(100)α3α+1(011)α4α2+α(110)α5α2+α+1(111)α6α2+1(101)所有运算都在域中进行，如GF(23)域中运算：加法：α+α4=α(1+α3)=αα=α2减法：α-α4=α+α4=α(1+α3)=α2乘法：α4α3=α4+3=α7=αα6=α(α2+1)=α3+α=1除法：α4/α=α3RS码：RS(n,k)34

RS码是一种扩展的非二进制（多进制）BCH码，在GF(2m)中运算，常用RS(n,k)来表示，如RS(255,233)。

BCH是循环码的一个子集，基于有限域而构建，可以纠正多个比特差错，用于卫星通信、DVD、磁盘、二维条形码等。n为码长，每个符号为有限域中的某个元素，由m(=8)位二进制串表示·

线性分组码：n*m个比特为一组，每个符号由m个比特组成，总共n个符号。k为码字中信息部分的符号个数。K=n-k为校验（监督）部分符号的个数。最小码距为n-k+1。t=K/2为能纠正的错误符号的个数。

RS码可用于CD、DVD、蓝光CD等消费电子、DSL、WiMAX等。RS码：编码原理

编码过程：信息多项式M(x)xn-k除以生成多项式G(x)的余式为校验部分。–生成多项式

例：考虑一个GF(23)上的RS(6,4)码，信息部分的符号为m3、m2、m1、m0，而校验部分符号为q1、q0。信息码多项式为M(x)=m3x3

+m2x2

+m1x1

+m0余数多项式为R(x)=q1x+q0生成多项式G(x)=(x-α)(x-α2)，偏移量K0=1因此有：m3x5

+m2x4

+m1x3

+m0

x2

+q1x+q0

=(x-α)(x-α2)Q(x)35RS码：编码原理（续）–x分别取α和α2，则得到校验方程：即：m3α5

+

m2α4

+

m1α3

+

m0α2+

q1α

+

q0

=

0m3α10

+

m2α8

+

m1α6

+

m0α4+

q1α2

+

q0

=

0求解得：q1

=m3α5

+m2α5

+m1α0

+m0α4q0

=m3α

+m2α3

+m1α0

+m0α3假定信息符号取值分别是m3=α1，m2=α2，m1=α3，m0=α4，则校验符号为q1=α6，q0=1。–接收时的校正子可按下式计算s0

=

m3α5

+

m2α4

+

m1α3

+

m0α2+

q1α

+

q0s1

=

m3α10

+

m2α8

+

m1α6

+

m0α4+

q1α2

+

q0需进一步根据校正子来推算错误位置和错误值。36以卷积码（2,1,3）为例编码器的生成序列：gi=(gi0，gi1，gi2，…，gim),i=0,1·

g0=(1

0

1

1),

g1=(1

1

1

1)·

编码方程：v0=u g0

,

v1=u

g1

其中 为离散卷积输入的信息序列u=(u0，u1，u2，…)，则输出序列 v=(v00,v01,v10,v11,v20,v21,…)在时刻k≥0有：v0k=uk+

uk-2

+

uk-3v1k=uk

+

uk-1

+

uk-2

+

uk-3卷积码：编码器gg1238半无限矩阵，无限行和列，完全由第一行决定卷积码：生成矩阵矩阵形式：v=uG

如果输入u的长度为b，生成矩阵G有b行m+b列，输出序列v长度为m+b。G的相邻行中，下一行在上一行的基础上向右移动n(=2)个位置。39约束度：(m+1)*k卷积码40

除了采用前面的生成器序列、生成矩阵等解析法来描述卷积码外，还可以采用图解法，包括树状图、网格图和状态图等。卷积码的译码方法：代数译码方法：以一个约束度的接收序列为单位，基于生成矩阵和监督矩阵来译码。概率译码：从信道的统计特性出发，以远大于约束度的接收序列为单位，对信息码组进行最大似然的判决。序列译码维特比译码法虽然代数译码所要求的设备简单，运算量小，但其译码性能（误码）要比概率译码方法差许多。因此，目前在数字通信的前向纠错中广泛使用的是概率译码方法。数据链路协议41

有关数据链路层协议的这部分内容，主要是面向连接服务中的可靠性和流量控制，包括：停等协议滑动窗口协议停等协议停等协议（Stop-and-Wait）–发送者在发送一个帧之后停下来，等待对方确认后继续发送下一帧。while

(1)

{wait(

frame

ready);while

(1)

{transmit

(frame

i);try

{receive

(ack);}

catch

(timeout)

{

continue;

}i++;break}}while

(1)

{receive

(frame

i);transmit

(ack);}42接收方发送方停等协议（续）–如果确认在一段时间后无返回，发送者超时，重传帧。–简单的停等协议不包含序号，这会导致一些问题。Q:问题在哪？43停等协议（续）解决这个问题的办法是使用顺序号标识帧和确认（简单的只需要1比特）：只有帧发送成功才能发新帧。其中发送方维护next_frame_to_send，接收方维护frame_expected。next_frame_to_send=

0;while

(1)

{wait

(frame

ready);while

(1)

{transmit

(frame

next_frame_to_send);try

{receive

(ack

n);if

(n

!=

next_frame_to_send)

continue;}

catch

(timeout)

{

continue;

}break;}next_frame_to_send

++;}frame_expected

=

0;while

(1)

{receive

(framen);ack

(frame

n);if

(n

!=

frame_expected)continue;frame_expected

++;}44接收方发送方性能分析考虑停等因素的信道利用率–设信道容量B

bps，帧长L

bit，往返传播延迟2R秒，忽略ACK的开销。–以卫星信道(长肥链路)为例：B=50kbps,2R=0.5s,L=1kbU=1000/(1000+25000)=1/26≈4％45性能分析（续）如果考虑ACK、重传、帧头开销设D为帧中有效数据长度，H为帧头长；则数据帧长L=H+D，ACK帧长为H；T表示等待ACK的超时间隔；P1和P2分别表示数据帧和ACK丢失的概率。每个数据帧需要进行重传的概率数据帧的平均传输次数、重传次数46

为了使得不会出现误重传，超时间隔T必须取得足够大，即T≥H/B

+2R，U要达到最大值，T越小越好，取T=H/B

+2R。–第一个因子表示停等的因素；第二个表示出错重传的因素；第三个为帧头的开销。性能分析（续）47

进一步假设信道上每比特的误码率为E，且各比特相互独立，即：1-P1=(1-E)H+D，1-P2=(1-E)H，此时的利用率：–假设H、B、T、E不变，可求得使U最大的D值，即最佳帧数据长度Dopt

：令48（设计最佳D的考虑因素）性能分析（续）

考虑帧头开销的ACK会影响信道利用率，而大部分的通信是双向数据通信，因此可以使用捎带确认

(piggyback)：ACK帧通常可由反向发送的数据帧头中一起捎带回来。但有时完全的捎带确认并不能工作很好，如教材P102图3.10例中假设不支持单独ACK导致大量重复发送，仍然需要单独的ACK帧。49性能分析（续）滑动窗口

停等协议在开始传输一个数据帧到确认回来这一段时间里必须等待，传播时间远大于传输时间的时候会带来很大的浪费。管道（Pipelining）发送方在等待确认帧回来之前可以连续发送多个数据帧序号位数要求大于等于发送者要求能够缓存那些已经发送的但是没有确认的帧。50滑动窗口（续）如何进行pipelined的差错恢复？–回退N

(Go

Back

N,GBN)·

接收方只允许顺序接收，也就是说如果一帧出错，则它后面的N帧尽管可能正确到达接收方，但被直接丢弃，不发送确认。发送方将超时，按序重传所有未被确认的帧。接收方可以不发前面的Ack而直接发后面的Ack。51滑动窗口（续）–选择重传(Selective

Repeat,SR)·

若某一帧出错，后面送来的正确帧不是简单地丢弃，而是缓存在接收缓冲区，当发送方意识到坏帧后，只重传坏帧。一旦重传的帧收到后，接受方与原先已收到但暂存在缓冲区中的其余帧一起按正确的顺序递交。52滑动窗口（续）滑动窗口的形成序号计数（n比特）是有限的，将会回绕。发送缓冲区和接收缓冲区是有限的。从而形成发送窗口、接收窗口滑动窗口例停等协议可以看成是一个发送窗口=接收窗口=1的滑动窗口协议。GBN为发送窗口≤2n-1、接收窗口=1的滑动窗口协议。SR协议：1≤接收窗口≤发送窗口≤2n-1。

TCP使用顺序号、累加确认、检验和和超时重传机制，和GBN非常类似，但是许多TCP的实现都缓冲那些收到的但失序的TCP段。0

1

2

3

4

5

6

7

0

1

…1

2…发送窗口53接收窗口窗口是动态滑动的、大小是不固定的，但有限的。实际上，发送窗口即已发送、尚未确认的帧；接收窗口是可用的接收缓冲区大小。数据链路层协议：HDLCHDLC（High-Level

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Control）可提供面向连接和无连接的服务。面向比特的同步规程：01111110地址：标识目的节点或源节点（主站/从站），最低(E)为扩展位。控制：指出属于那种帧·

P(oll)/F(inal)：主站发出时表示P，如果为1要求对方响应；从站发出时示F，为1表示响应结束。

信息I帧：携带用户数据，帧的序号在N(S)中。并且支持捎带确认：N(R)表示之前的所有帧都正确。监控S帧：控制传输，亦可实现单独确认。（没有数据部分）无编号U帧：其它链路控制功能M=00000：UI（无编号信息）帧N(S)P/F

N(R)I帧

0S帧

1

0 类型

P/F

N(R)3U帧

1

1

MP/F

M35532HDLC（续）56三种站点：主站：控制链路的操作，发送COMMAND。从站：响应主站的控制，发送RESPONSE。主从站：主站和从站的结合。两种链路配置非平衡配置：一个主站，多个从站。平衡配置：两个主从站。3种数据传输模式

正常响应模式NRM：用于非平衡配置中。主站发起数据传输，从站响应。

异步响应模式ARM：用于非平衡配置中，从站也可发起数据传输，但主站维护链路。很少使用。异步平衡模式ABM：用于平衡配置，任何一个站点可以发起数据传输。57连接建立和释放（U帧）数据传输数据传输:RNRS帧：RR(00,Receive