计算机通信数链层1

必寡机通信网

2褂数师；院名女

链路和数据链路

所谓链路(link)就是一条无源的点到点的物理线路

段，中间没有任何交换结点。在进行数据通信时，两

个计算机之间的通路是由许多的链路串接而成的。在

网络中链路是一个很基本的单元。

链路和数据链路

数据链路(datalink)却是另一个概念。当需要在一条线路上

传送数据时，除了必须具有一条物理线路外，还必须有一些必

需的规程(procedure)来控制这些数据的传输。把实现这些规程

的硬件和软件加到链路上，就构成了数据链路。数据链路就象

一个数字管道，可以在它上面进行数据通信。当采用复用技术

时，一条链路上可以有多条数据链路。

救据他照

物理链路和逻辑链路

也有人采用另外的术语，这就是将链路分为物理链

路和逻辑链路。物理链路就是上面所说的链路，而逻

辑链路就是上面所说的数据链路，即物理链路加上必

要的通信规程。因此这两种划分方法实质上是一样的。

数据链路层的作用

数据链路层最重要的作用就是：通过一些数

据链路层协议（即链路控制规程），在不太可靠的

物理链路上实现可靠的数据传输。

数据链路层的功能

(1)链路管理

(2)帧同步

(3)流量控制(flowcontrol)

(4)差错控制

(5)将数据和控制信息区分开

(6)透明传输

(7)寻址

数据链路层的功能

L链路管理|

当网络中的两个结点要进行通信时，数据

的发方必须通知收方是否已经处在准备接收的状

态。为此，通信的双方必须先要交换一些必要的

信息。用术语说明就是，必须先建立一条数据链

路。同样地，在传输数据时要维持数据链路，而

在通信完毕时要释放数据链路。数据链路的建立、

维持和释放就叫做链路管理。

数据链路层的功能

2.帧同步

在数据链路层，数据的传送单位是帧。数据一

帧一帧地传送，就可以在出现差错时，将有差错的

帧再重传一次，而避免了将全部数据都进行重传。

帧同步是指收方应当能从收到的比特流中准确地区

分出一帧的开始和结束在什么地方。

数据链路层的功能

3.流量控制

发方发送数据的速率必须使收方来得及接收。

当收方来不及接收时，就必须及时控制发方发送数

据的速率。

数据链路层的功能

14.差错控制|--------------------------------------------

一在计算机通信中，要求有极低的比特差错率。为此，广泛地采

用了编码技术。编码技术有两大类，一类是前向纠错，即收方收到

有差错的数据帧时，能够自动将差错改正过来。这种方法的开销较

大，不适合于计算机通信。另一类是检错重发，即收方可以检测出

收到的帧中有差错，于是就让发方重复发送这一帧，直到收方正确

收到这一帧为止。这种方法在计算机通信中最常用。

数据链路层的功能

5.将数据和控制信息区分开|

由于数据和控制信息都是在同一信道中传送，

而在许多情况下，数据和控制信息处于同一帧中。

因此一定要有相应的措施使收方能够将它们区分开

来。

数据链路层的功能

，|6.透明传输

透明传输就是不管所传数据是什么样的比特组合，都

应当能够在链路上传送。当所传数据中的比特组合恰巧与某

一个控制信息完全一样时，就必须采取适当的措施，使收方

不会将这样的数据误认为是某种控制信息。这样才能保证数

据链路层的传输是透明的。

数据链路层的功能

在多点连接的情况下，必须保证每一帧都能送

到正确的地址。收方也应当知道发方是哪一个站。

停止等待协议

停止等待(stop,wait)协议是最简单但也是最基

本的数据链路层协议，很多有关协议的基本概念都

可以从这个协议中学习到。

我们先从最简单的情况讲起。

两台计算机通过一条链路进行通信

两台计算机进行通信的简化模型

AP主

AOP

机

4B

能路层B

桂路层锥

A路

不需要数据链路层协议的数据传输

为了深入理解数据链路层的协议，我们先从

一种假想的、完全理想化的数据传输过程开始讨

论。

下面即可看出，对于这种完全理想化的数据

传输，数据链路层协议是根本不需要的。

)不需要数据链路层协议的数据传输

所谓完全理想化的数据传输基于下面两个假定:

假定1:链路是理想的传输信道，所传送的任何

数据既不合出差错也不会丢失。

假定2：不管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。

不需要数据链路层协议的数据传输

上述的两个假定表明：所传送的数据既不会产

生差错，而且不管发方以多高的速率发送数据，收

方总是能够来得及收下来并能及时交付给主机。

在这种完全理想化的条件下，数据链路层当然

就不需要任何协议就可以保证数据传输的正确。

下面我们要逐步去掉这些完全理想化的假定。

黄输

具有最简单流量控制的数据链路层协议

二^现去掉第二个假定，也就是说，现在收方接收数

据的速率不一定能够跟上发方发送数据的通率。但是,

第一个假定仍然保留，即主机A向主机B传输数据的信

道仍然是无差错的理想蠲。，

为了使收方的接收缓冲区在任何情况下都不会溢

出，在最简单的情况下，就是发方每发送一帧就暂时

停下来，收方收到数据帧后就交付给主机，然后发一

信息给发方，表示接收的任务已经完成，这时，发方

才再发送下一个数据帧。

具有最简单流量控制的数据链路层协议

一在这种情况下，收方的接收缓冲区的大小只要能

够装得下一个数据帧即可。显然，用这样的方法收发

双方可以同步得很好，发方发送数据的流量受收方的

控制O

这里应强调一下，由收方控制发方的数据流量,

乃是计算机网络中流量控制的一个重要方法。

最简单流量控制的数据链路层协议的算法

------------------------------------------

1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冲区。

(3)将发送缓冲区中的数据帧发送出去。

(4)等待。

(5)若收到由接收结点发过来的信息(此信息的格

式与内容可由双方事先商定好)，则从主机取一个新

的数据帧，然后转到(2)。

最简单流量控制的数据链路层协议的算法

在接收结点:

⑴等待。

(2)若收到由发送结点发过来的数据帧，则将其放

入数据链路层的接收缓冲区。

(3)将接收缓冲区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)。

实用的停止等待协议

，_w_____________________________________________________________________________________________________

有了上面的基本概念后，就可以去掉前面的两

个假定，讨论实用的数据铁路层协议。这就是说,

传输数据的信道不是可靠的（即不能保证所传的数

据不产生差错），并且还需要对数据的发送端进行

流量控制O

实用的停止等待协议-正常情况

，

时

间

实用的停止等待协议-正常情况

上图是数据在传输过程中不出差错的情况。收

方在收到一个正确的数据帧后，即交付给主机B,

同时向主机A发送一个确认帧ACK。当主机A收到

确认帧ACK后才能发送一个新的数据帧，这样就

实现了收方对发方的流量控制o

实用的停止等待协议-数据帧出错

实用的停止等待协议-数据帧出错

当发现差错时，结点B就向主机A发送一个否

认帧NAK,以表示主机A应当重发出现差错的那

个数据帧。如多次出现差错，就要多次重发数据

帧，直到收到结点B发来的确认帧ACK为止。

实用的停止等待协议-数据帧出错

为此，在发送端必须暂时保存巳发送过的数据

帧的副本。当通信线路质量太差时，则主机A在重

发一定的次数后（如8次或16次，这要事先设定好）,

即不再进行重发，而是将此情况向上一层报告。

实用的停止等待协议-数据帧丢失

实用的停止等待协议-数据帧丢失

有时链路上的干扰很严重，或由于其他一些原因，结

点B收不到结点A发来的数据帧，这种情况称为帧丢失。发

生帧丢失时结点B当然不会向结点A发送任何应答帧。如果

结点A要等收到结点B的应答信息后再发送下一个数据帧，

那么就将永远等待下去，于是就出现了死锁现象。同理，

若结点B发过来的应答帧丢失，也会同样出现这种死锁现象。

实用的停止等待协议-数据帧丢失

要解决死锁问题，可在结点A发送完一个数据

帧时，就启动一个超时定时器。若在超时定时器所

设置的定时时间5到了而仍收不到结点a的任何应

答帧，则结点A就重传前面所发送的这一数据帧。

实用的停止等待协议-数据帧丢失

显然，超时定时器设置的定时时间应仔细选择

确定。不能太短，也不能太长。

一般可将定时时间选为略大于“从发完数据帧

到收到应答帧所需的平均时间”。

实用的停止等待协议-应答帧丢失

丁

送

主

：

机

lx.t

a

发

实用的停止等待协议-应答帧丢失

当出现数据帧丢失时，定时重发的确是一个好

办法。但是若丢失的是应答帧，则超时重发将使主

机B收到两个同样的数据帧。由于主机B现在无法

识别重复的数据帧，因而在主机B收到的数据中出

现了另一种差错——重复帧。

重复帧也是一种不允许出现的差错。

实用的停止等待协议-应答帧丢失

—//________________________________________________________________________________________

解决重复帧的问题，必须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帧就把它的发

送序号加1。若结点B收到发送序号相同的数据帧，就

表明出现了重复帧，这时应当丢弃这重复帧。

但应注意，此时结点B还必须向结点A发送一个确

认帧ACK。

实用的停止等待协议-应答帧丢失

要进行编号就要考虑序号到底要占用多少个比持。

序号占用的比特数越少，数据传输的额外开销就越小。

对于停止等待协议，由于每发送一个数据帧就停止等

待，因此用一个比特来编号就够了。

一个比特可以有0和1两种不同的序号。

实用的停止等待协议-应答帧丢失

这样，数据帧中的发送序号(记为N(s),s表示发送)

就以0和1交替的方式出现在数据帧中。

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能够区分开新的数据

帧和重发的数据帧了。

停止等待协议的算法

发送结百

(1)从主机取一个数据帧。

(2)V⑸-0。(发送状态变量初始化)

(3)N⑸-V(s)；(将发送状态变量的数值写入发送序号)

将数据帧送交发送缓冲区。

(4)将发送缓冲区中的数据帧发送出去。

⑸设置超时定时器。(选择适当的超时时间tout)

停止等待协议的算法

：—(等待以下3个事件中最先出现的二个)

⑺若收到确认帧ACK,贝IJ：

从主机取一个新的数据帧;

V(s)^[l-V(s)](更新发送状态变量，变为下一个序号)

转至1」(3)。

(8)若收到否认帧NAK,则转到(4)。(重发数据帧)

(9)若超时定时器时间到，则转到(4)。(重发数据帧)

停止等待协议的算法

在接收结点:

(1)V(R)―0(接收状态变量初始化，其数值等于欲接

收的数据帧的发送序号)

(2)等待。

(3)收到一个数据帧，检查有无产生传输差错(如用CRC)。

若检查结果正确无误，则执行后续算法;

否则转到(8)。

停止等待协议的算法

(4)若N0=V(R),执行后续算法；(收到正确的数据帧)

否则丢弃此数据帧，然后转到⑺。

⑸将收到的数据帧中的数据部分送交主机。

(6)V(R)^[1-V(R)]O(更新接收状态变量，准备接收下一个

数据帧)

(7)发送确认帧ACK,并转到(2)。

(8)发送否认帧NAK,并转到(2)。

停止等待协议的注意事项

端各设置一个本地状态变量（仅占1个比特）：

（1）每发送一个数据帧，都要将发送状态变量V⑸的值（。或1）

写到数据帧的发送序号N⑸上。但只有收到一个确认帧ACK后，才

更新发送状态变量V（s）-次（1变成o或反过来）和发送新的数据帧。

（2）在接收端，每接收到一个数据帧、就要将发方在数据帧上

设登的发送序号N⑸与本地的接收状态变量V（R）相比较，若二者相

等就表明是新的数据帧，否则为重复帧。

停止等待协议的注意事项

(3)在接收端，若收到一个无传输差错的重复帧，则丢弃

之(即不做任何处理)，且接收状态变量不变，但此时仍须向发

送端发送一个确认帧ACK。

发送端在发送完数据帧时，必须在其发送缓冲区中保留

此数据帧的副本，这样才能在出现差错时进行重发。

只有在收到对方发送的确认帧ACK时，方可清除此副本。

自动请求重发

由于发送端对出错的数据帧进行重发是

自动进行的，所以这种差错控制体制常简称

为ARQ(AutomaticRepeatreQuest).

直译是自动重发请求，但意思是自动请

求重发。

停止等待协议的定量分析

设tl是一个数据帧的发送时间。显然，tl是数据帧的长度h

与数据的发送速率C之比，即

ti=li(bit)/C(bit/s)=li/C

时间ti也就是数据帧的发送时延。

数据帧沿链路传到结点B还要经历一个传播时延tp,它是电

信号在物理链路上传播所造成的时延。

停止等待协议的定量分析

结点B收到数据帧要花费时间进行处理，此时间称为处理时

同tpro

结点B接着发送应答帧（ACK或NAK）其发送时延为七。

结点A收到应答帧后，也要花费处理时间tp，。

为方便起见，我们设超时时间为

tout=2tp+ts+tpr+tpr9

停-等协议中数据帧和应答帧的关系

时间

停止等待协议的定量分析

为了分析方便，下面我们认为在上式右端的ts,tpr,tp「都远

小于传播时延tp。这样就可以将这几个时延并入传播时延。

于是得出更简单的公式

tout=2tp

因此，两个发送成功的数据帧之间的最小时间间隔tr为

tT=tI+tout=tI+2tp

停-等协议中吞吐量分析

新帧新帧或重复帧

帧

停止等待协议的定量分析

tr的意义是：整个系统在tr时间内至多只能发送成功1个数

据帧（此时不产生差错）。如发生差错，则成功发送1个数据帧所

需的时间要超过tr。

现在设数据帧出现差错（包括帧丢失）的概率为p,但假设应

答帧不会出现差错（因为确认帧和否认帧都很短，出差错的概率

也就较小）。此外，允许重发的次数不受限制。这样，可以得出

正确传送一个数据帧所需的平均时间tv为:

停止等待协议的定量分析

00.

九=〃+（1一夕））?。夕,.....⑴

Z=1

上式中的第一项〃为无差错时成功传送所需时间。不

成功传送i次、第i+1次成功的概率为p'(l-P),所花去的时

间为，打,显然其均值就是上式第二项的物理意义。

F面求随机变量i的数学期望E(i)

停止等待协议的定量分析

二二二二%机变量i的概率分布:

二次传成功的概率为：p(l-p);所花时间为Itr

三次传成功的概率为：p2(]_p);所花时间为2tr

i次传成功的概率为：/(I-))；所花时间为itr

0000

则数学期望E（i尸tr）'（1-夕）=（1-P）tr»J

z=lz=lL

=Q-p）｝号=伤•・…・…⑵

停止等待协议的定量分析

把（2）式代入（1）式，即可求出

tv=tT/(l-p)

不难看出，当传输的差错率增大时，tv也随之增大。当无

差错时，P=O,tv=tTo

每秒成功发送的最大帧数就是链路的最大吞吐量Smax

显然,

Qmax=(i-2)£

停止等待协议的定量分析

在发送端，设数据帧的实际到达率为M即每秒到达九个帧），

则九不应超过最大吞吐量Smax

即z＜（1~/7）

tr

用时间ti进行归一化，得出归一化的吞吐量p为

夕三几。＜（1一2）/]＜1

其中参数a是tr的归一化时间,

a三

停止等待协议的定量分析

当超时时间tout远小于发送时间ti时，a^l,此时的归一化吞

吐量为

p<(l-p);当际1时

以上所讨论的停止等待协议ARQ的优点是比较简单，但其

缺点是通信信道的利用率不高。为了克服这一缺点，就产生了

另外两种协议，即连续ARQ和选择重传ARQ。

Q-连续ARQ协议

连续ARQ协议的要点就是在发送完一个数据帧

后，不是停下来等待应答帧，而是可以连续再发送

若干个数据帧。

如果在此过程中又收到了接收端发来的应答帧,

那么还可以接着发送数据帧。由于减少了等待时间,

整个通信的吞吐量就提高了。

连续ARQ协议的工作原理-数据帧出错

・时间

至续ARQ协议的工作原理-数据帧出错

如上图所示，结点A向结点B发送数据帧。当结点A发完0

号帧后，不是停止等待，而是继续发送后续的1号帧、2号帧等。

由于连续发送了许多帧，所以应答帧不仅要说明是对哪一

帧进行确认或否认，而且应答帧本身也必须编号。

现在设2号帧出了差错，于是结点2发送否认帧NAK2。当

否认帧NAK2到达结点A时，结点A正在发送5号数据帧。当5号

帧发送完毕后，结点A才能进行2号帧的重发。

至续ARQ协议的工作原理-数据帧出错

（1）接收端只能按序接收数据帧。对于2号帧，结点B应

答了NAK2。虽然接着又收到了正确的3个数据帧，但都必须将

它们丢弃，因为这些帧的发送序号都不是2号。

（2）结点A在重传2号数据帧时，虽然已经发完了5号帧,

但仍必须向回走，从2号帧起进行重传。因此，连续ARQ又称

为Go・back・NARQ（退回N协议），当出现差错必须重传时,

要向回走N个帧，然后再开始重传。

至续ARQ协议的工作原理-数据帧出错

结论：连续ARQ协议一方面因连续发送数据帧而

提高了效率，但另一方面，在重传时又必须把原来已

正确传送过的数据帧进行重传（仅因这此数据帧之前有

一个数据帧出了错），这样又使传送效率降低。

由此可见，若传输信道的传输质量很差而误码率

较大时，连续ARQ协议不一定优于停止等待协议。

连续ARQ协议的工作原理-数据帧丢失

至续ARQ协议的工作原理-数据帧丢失

上图是另一情况。2号数据帧丢失。3号至5号数据

帧虽正确传送到结点B,但也不得不被丢弃。

当结点A发送5号数据帧的过程中，超时定时器设

定的超时时间到。因此在5号数据帧发送完毕后，就回

到2号数据帧进行重传。

1在不出现差错时，成功地发送一个数据帧需时间tl。当

出现差错时，重发一个数据帧需时间tT。所以只要参照停止等

待协议的公式，就不难得出，在连续ARQ协议的情况下，正确传

送一个数据帧所需的平均时间是：

(%+(1_P)ZHT夕'=0[1+(a_Dp]/(I—p)

1

这里参数a仍为比值。三tTfti2

连续ARQ协议的吞吐量

在发送结点处于饱和状态下，吞吐量的最大值是:

Smax=1/A=(1一P)/%口+(。—M

而归一化的吞吐量为：

.W(I_P)/[l+(aT)2]

连续ARQ协议的吞吐量

;应注意到，若传播时延、超时时间等都远小于一个数据

帧的发送时间ti,即收、发ACK/NAK及传播时延相对可忽略时:

”分〃产1

此时，对比停止-等待ARQ协议和连续ARQ协议的吞吐量表

达式可知，二者相同。

停一等ARQ与连续ARQ的比较

［例1］若数据帧的差错率p=0.01,而参数a=4,

则对于停止等待协议，pWO.99/4,但对于连续ARQ协

议，p<0.96o故即使在数据帧的差错率高达0.01时,

连续ARQ的效率也比停止等待协议的高。

停一等ARQ与连续ARQ的比较

［例2］考虑在一个广域网上传数据，设数据帧的长

度为1200bit,线路的传输速率为9.6kb/s,于是求得

数据帧的发送时间ti=125ms。设链路长度为160km,

取传播时延tp=lms,现在tpvvti。若tsW125ms,且

tpr«125ms,贝”tout也应远小于tio

*停一等ARQ与连续ARQ的比较

•广域网上传数据，设数据帧长1200bit,线路

的速率C=9.6kb/s,链路长度为160km,传

播迟延％=1msp=0.01

r

1200xlO3

*半双工信道tp«t[=125ms

9.6x103

p<l-P=0.99

ts，tpr℃«t[a^l

这时，停等协议与连续ARQ协议没什么区别

停一等ARQ与连续ARQ的比较

在假定通信是全双工的。这时，结点B没有必要专门发

送应答帧ACK或NAK。当结点B向结点A发送数据时，把应答

信息捎带传过去即可，这样做可以提高效率。在这种情况下，

发送端收到对方应答的最短时间是2tp+ti。为了防止不必要的超

时重发，可以把tout取得稍大些，例如，取2tp+2ti。于是得出：

3=3+葭=2(+3%。=彳/。=3+22"/

来全双工信道，采用捎带应答

•发端收到应答的最短时间2tp+tj（tpr℃计入tp）

取tpr℃=2tp+2£tT=ti+t°ut=3t[+2tp

a=tT/t/=3+2-tp/ti夕=鸡《（1-P）/B+2%/“停一等

0=­）/[1+2（1+。/0）.到连续ARQ

显然，连续ARQ协议优于停止等待协议

停一等ARQ与连续ARQ的比较

比较其吞吐量，连续ARQ协议明显优于停止等待协议。

如果将线路速率从9.6kb/s提高到56kb/s,贝对1200bit

长的数据帧。

ti=1200/56000=21ms

对于1600km的线路，2tp约为20ms,而tout=2tp+2ti=62ms。

此时。a=3+62/61^4

这种情况下，连续ARQ协议比停止等待协议强得多。

W停一等ARQ与连续ARQ的比较

岁血3］两个卫星地球站通过卫星进行通信。从发送站到点

收站的传播时延一般在250〜270ms之间，这里取tp=250ms。

设数据帧长为1200bit,而线路速率为4.8kb/s。此时，

ti=250mso取tout=2tp+2tl,得出a=tr/ti=5。若线路速率为

9.6kb/s,则ti=125ms,a=7o若线路速率再提高到48kb/s,

则ti=25msoa=23o很明显，在卫星通信时，由于传播时延很

大，停止等待协议就很不适用，这时必须采用连续ARQ协议。

tT=t!+t0Ut=3tj+2tPa=tT/tj=5

•若C=9.6kb/stj=125msa=7

•若C=48kb/stj=25msa=23

信道利用率与最佳帧长的关系

由于每个数据帧都必须包括一定的控制信息，所

以即使连续不停地发达数据帧，信道的利用率（即扣

除全部的控制信息后的数据串与信道容量之比）也不

可能达到100%。当出现差错时（这是不可避免的），

数据帧的不断重传将进一步使信道利用率降低。

信道利用率与最佳帧长的关系

很明显，若数据帧的帧长取得很短，那么控制信息在每

一帧中所占的比例就增大，因而额外开销增大，这就导致信

道利用率的下降。

但反过来，若帧长取得太长，则数据帧在传输过程中出

错的概率就增大，于是重传次数增大，这也会使信道利用率

下降。由此可见，存在一个最佳帧长，在此帧长下信道的利

用率最［Wj。

来信道利用率与最佳帧长

■数据帧(If):数据信息+控制信息1+rIf=1+1'

•信道利用率U：扣除全部控制信息后的数据率与信道

容量之比

•简要分析：1'一定If小l、/lf大uJ

If大帧传送过程出错概率大UJ

因此，存在一个最佳帧长，在此帧

长下信道的利用率最高

信道利用率与最佳帧长的关系

要定量地分析，就必须知道链路的差错特性。

设1、「分别为数据分组及帧控制比特长度；Pb为

比例常数，因此帧错误概率P可表示为:

P=(/+/')ph«1

信道利用率与最佳帧长的关系

连续ARQ的每秒送给接收站的比特数为单位的

平均数据率D为:

D=vI=(1-P)】

□max%[1+("1加

注意，此时i+r

%一B

B是以每秒比特计的链路传输速率，即链路容量。

信道利用率与最佳帧长的关系

归一化D,则可得出连续ARQ协议的归一化的平

均有效数据率，这就是通常所说的信道利用率U。

这个式子清楚地表明了帧长对信道利用率的影响。

信道利用率与最佳帧长的关系

举些数字例子。对于陆地链路，取传播时延tp=ioo

ms（包括处理时间），而超时时间tout=100十2ti。链路容量为

4.8kb/s和48kb/s两种数值。对于卫星链路，取传播时延p

tp=700ms（包括处理时间），因而超时时间tout=700十2。。设

每帧中控制信息长度为l、=48bit,误比特率pb=io或

所得的信道利用率与每帧中的数据长度1的关系曲线如图

信道利用率与数据长度的关系曲线

信道利用率与最佳帧长的关系

由图可知，当1小时，D/B小，这是因为i/（i+r）项小，相对附

加开销大之故。

而当I很大时，D/B也下降，这是由于p=（i+r）pb上升的关系。

从图还可知道，最佳的数据分组长度在1000至2000bit之间。

这也是实际应用的典型值。注意到数据帧长度为分组长度加附

加开销定长。由于附加开销相对小，故实际的最佳帧长度也在

上述的同一量级范围内。

信道利用率与最佳帧长的关系

用解析方法求最佳数据分组长度，只需令D/B对1的导数为

零，求解的1即为最佳1值。

可证明，当p=（i+r）pb时，最佳帧长Lpt为:

用pb=i(y5,1'=48bit代入得:

lopt=2142bit

帧与分组的概念

1、分组

计算机网络采用分组方式而不是连续

方式发送数据信息。因此，计算机网络通

常被称为分组交换网。

(1)提高带宽等网络资源的利用效率eg.电话通信

(2)提高系统的可靠性

(3)便于用户对高层信息资源的共享

(4)便于计算机处理

(5)减少信息的重传

246

小军：收信人地址

你好!+二信

ABC收

发信人地址

信的内容有收发信人地址邮编的信封

由邮局传输的信

言的组成：信的内容、信封、收信人的地址姓

名、发信人的地址姓名，以及便于

邮局处理的邮政编码和邮票。

数据段+发送/接收地址+控制字符=分组

分组的组成

数据分组:数据信息（可划分）

分组4

控制分组:传输建立、拆除连接等

所用的控制信息

帧也是一个分组。是指分组在一个具体

网络上的实现，即一个网络上的数据帧是该

网上所传输的数据最小单位。只能用于表示

网络体系结构中介绍的第二层协议所定义的

分组。

帧包括按协议规定好的数据部分、

发送和接收站点的地址以及相应的处理

控制部分。

1,

地址是逻辑地址或更高层的连接端口(port),

而且，帧要用具体的字符规定每个被传输帧的

开头和结尾的标识。

eg.以太网帧的地址和令牌环

网的地址定义格式就完全

不同。

SOH帧的内容EOT

EOT代表16进制数04,SOH代表16进制数01

帧格式举例

协议分类

*面向字符协议：传输某一字符集字符，使用相

应控制字符控制通信

缺点：受机器字符集代码差别的限制，通用性

不强，数据透明性差

目前已有：ANSIX3.28

ISO1745

IBMBSC(BinarySynchronous

Communication)1960

面向位协议：用一些特定位的组合来控制通信

IBMSDLC—SynchronousDataLinkControl1969

ANSIADCCP—AdvancedDataCommunication

Controlprotocol

ISOHDLC—High-LevelDatalinkcontrol1976

CCITTLAP—BLinkAccessProtocol—Balanced

HDLC协,议

高级数据链路控制规程-HDLC(High-levelDataLinkControl；

1974年IBM公司推出面向比特型的数据传输规程

ISO修改为高级数据链路控制规程HDLC

透明传输数据报文、链路传输效率较高、可靠性高、

传输控制功能和处理功能分离、灵活性较大

HDLC协,议

、基本特点：

1、用于任何链路结构：转接（交换）/专用，点点/

多点，半双工/全双工

2、同步传输

3、采用连续工作方式，效率高

可靠性好，所有数据及控制信息均用差错控制

校验序列保护

5、透明性好，采用'位'的组合，并不解释其

数据内容

6、统一格式和良好的扩充性

、HDLC的基本概念

；主站、次站、组合站

•主站：发送命令（信息）帧，接收响应帧，负责链

路的控制（系统的初启、差错检测与恢复）

PrimeStation

•次站：接收主站发出的命令帧，发送应答帧，配

合主站进行链路控制SecondaryStation

•组合站：同时具有主站与次站的功能

CombinationStation

、HDLC的基本概念

・站点类型不同，且链路连接方式不同，HDLC协

议中的链路结构有两种基本配置：非平衡配置

与平衡配置。

•非平衡配置有两种组成方式，由一个主站和一个

次站组成点到点结构，或由一个主站和多个次站

组成多点结构。

•平衡配置也有两种组成方式，一种双方都由一个

主站和一个次站以对称的形式构成；另一种双方

都由复合站以平衡形式构成。

2、链路结构

,—命令，

E~~_S_八占、、一占八、、

•非均衡：链路两端，一端为主站，响应艮

另一端为一个或多个次站点一点上

结构、多点结构R；

•对称平衡链路结构：链路两端的

站点均有主站，次站，配对通信

•平衡链路结构

C/R

u

qgL3、协议的三吧七操作模式

根据不同的链路配置，HDLC提供了三种基本操作模式

•正常响应模式(NRM)

适用于非平衡多点结构，其特点是只有主站才能

发起向次站的数据传送，而次站仅在受到主站询问时

方可发送信息，响应信息可为一个或多个帧，但需指

出哪个是结束帧。

•异步响应模式(ARM)

适用于非平衡的点一点结构及对称平衡结构,

特点是次站不必等待主站的询问即可发送信息，

发送的帧可以为一个或多个，次站控制超时与重

发。但是全部链路的工作仍由主站进行控制。

主站区(响应)三史」

点一点结构p------------------s

________>

CC命令

J•异步平衡模式(ABM)简称平衡模式

,适用于平衡配置。特点是链路两端的组合站均是

平等的，且具有同等的能力，适用于通信双方均为组

合站的平衡系统。可平等的发起数据传输，而不需要

得到对方站点的允许。

C/R

c，-----------二-,…C

C/R

:41操作

•置正常响应模式SNRM

•置扩展正常响应模式SNRME

•置异步响应模式SARM

•置扩展异步响应模式SARME

•置异步平衡模式SABM

•置扩展异步平衡模式SABME

、帧结构

1、格式

888>0168

01111110ACICRC01111110

FF

F：标志字段(Flag),8位，位模式为onnno,

指示一帧的开始与结束

A：地址字段(Address),8位，发送、接收方地址

C：控制字段(Control),8位，位的组合构成控制

命令

信息字段(Information),可变长，发送的数据

FCS：帧校验序列(FrameCheckSequence),16

位，对A、C、I进行校验CCITT

{|X，X“+N+1

要求：标志之间的位数232,否则该帧无意义

2、位填空：（零比特插入和删除技术）

•发送方：连续5个"r,则自动在后补'er

■接收方:连续5个‘1"则自动将其后的'0'

删去

原始数据发送数据接收后的数据

101010101010101010101010101010

0111110011111000111110

0111111001111101001111110

、帧扩展：（SABM）

Q地址扩展

再增加8位，事先约定，地址字节首位作为保

留位，若为0,则下一字节为扩展地址，类似地，

可以继续扩展下去，若全为'『一广播地址

来控制段扩展：

3位的计数器（作为帧的编号）控制链路，可扩

充至7位（模128）

奈帧检验系列扩展：

目前为16位，可扩充至32位

四、HDLC的帧类型:

由控制字段(。决定：12345678

I一帧0N(S)P/FN(R)

s一帧10TYPEP/FN(R)

u一帧11M0M

*信息帧(I帧)：

第1位为“0"，N(S)为发送序号(以8为

模)，N(R)为期待接收的下一帧的序号，即表示

序号为N(R)—1及以前各帧均已正确接收

P/F：询问/结束位Poll/Final

f在最后一帧的数据里

主站->从站查询位：，

、在一s帧里置位，询问从站

是否有数据发送

组合站

要求主站给出回答

要求立即给出响应

来管理帧：(S—帧)Supervisory对信息帧的应答，

对命令帧的响应，用于监视链路的常规操作，表示

应答

共有4种类型的S—帧，可以为命令，可为