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数据链路层

在选择题中考察，个别年份也在大题中考察过，需熟练掌握介质访问控制的相关方法。

1: 组帧
2: 差错控制
3: 流量控制
4: 介质访问控制
5: 局域网和广域网
6: 数据链路层设备

学习思维导图：

# 数据链路层

## 数据链路层的功能

## 组帧

## 差错控制

- 检错编码
- 纠错编码

## 流量控制和可靠传输机制

- 流量控制、可靠传输和滑动窗口
- 停等协议
- 回退N帧
- 选择性重传协议

## 介质访问控制

- 信道划分
- 随机访问：ALOHA, CSMA, CSMA/CD, CSMA/CA
- 轮询访问

## 局域网

- 基本概念和体系结构
- 以太网和IEEE 802.3
- 无限局域网和IEEE 802.11
- VLAN

## 广域网

- 基本概念
- PPP协议

## 数据链路层设备

- 以太网交换机和工作原理

数据链路层功能

封装数据帧（Frame Encapsulation）：
- 数据链路层将来自网络层的数据包封装成数据帧，这包括将源和目标地址添加到帧头部，以便在物理介质上的传输。
数据帧传输（Frame Transmission）：
- 数据链路层负责将数据帧从一个物理节点传输到另一个物理节点。这可能涉及到点对点的传输（例如，以太网）或多点广播传输（例如，Wi-Fi）。
物理地址寻址（Physical Addressing）：
- 数据链路层使用物理地址（通常是 MAC 地址）来标识设备。这些地址用于确定数据帧的目标设备。
帧同步和定界（Frame Synchronization and Framing）：
- 数据链路层确保接收端可以正确识别和分离不同的数据帧。这通常通过在帧的起始和结束位置使用特殊的比特模式来实现。
流量控制（Flow Control）：
- 数据链路层可以控制发送端的数据传输速率，以防止接收端不堪重负而丢失数据。这确保了适当的数据流量管理。
差错检测和纠正（Error Detection and Correction）：
- 数据链路层使用差错检测技术（如 CRC 校验）来检测帧在传输过程中是否受到损坏。一些数据链路层协议还可以进行错误纠正，尝试修复损坏的数据。

1 - 组帧

掌握几种组帧方法，重点掌握首位定界字符法、零比特填充法，可能在选择题中考察。

数据链路层的主要功能就是组帧。

帧（frame）代表数据链路层的数据发送单位，在接收到来自于网络层的报文（packet）时如何为其添加帧头和帧尾，并且以何种方式进行帧定界（接收方区别连续不同的帧）。

组帧的关键就在于帧定界，也就是对于接收方来说，它能够以某种方式区分连续收到的不同帧。从这个角度出发，组帧方式可以被分为以下几种：

字符计数法

字符计数法在帧首部使用计数字段来表明帧内字符数量。

当接收方读取帧时，根据读取帧开头的一部分内容，即可得知当前帧的长度是多少，这样就

首位定界字符法

首位定界字符法即 使用特殊控制字符标志帧的开始和结束。

但是使用这种方式可能出现如下问题：就是首位定界字符可能会在帧内部出现，这个时候就会造成歧义。

所以当特殊字符出现在帧的数据部分时，需要用转义字符ESC来对特殊字符进行转义，同样，ESC出现在数据部分同样需要转义。

以上图为例，假设我们使用 FLAG 作为首位定界字符的话（注意这里 FLAG 只是字符名称，不是表示字符是 FLAG），那么当 FLAG 出现在数据部分时，我们需要对 FLAG 进行转义，需要注意的是，因为我们使用 ESC 作为转义字符，所以当数据中出现 ESC 时，我们也需要对转义字符自己进行转义。

零比特填充法

零比特填充法（Bit Stuffing）与首位定界字符法思路类似。

用 01111110 作为一个新的数据帧的开头，这里的关键在于要对数据帧内容中与 01111110 相同的部分进行转义，转义的方式如下：

在 发送方：
- 每当数据中出现连续 5 个 ‘1’ 时，
- 就自动插入一个 ‘0’，避免形成 6 个连续的 ‘1’（即避免形成 01111110）。
在 接收方：
- 每当检测到连续 5 个 ‘1’ 后跟着一个 ‘0’，就去掉这个 ‘0’，还原原始数据。
- 在传送的比特流中可以传送任意比特组合，而不会引起对帧边界的判断错误。零比特填充法很容易由硬件来实现，性能优于字符填充法。

对于零比特填充法，需要记住 01111110 这种开头的比特填充方式以及具体如何进行转义。

违规编码法

违规编码法（Physcial Layer Coding Violations）使用特殊电平进行定界。比如，曼彻斯特编码将数据比特“1”编码为“高 - 低”电平，将比特“0”编码为“低 - 高”电平对，而“高 - 高”电平对和“低 - 低”电平对是没有被使用的，所以可以用这两个电平进行帧定界。

编码方式详见编码和调制。

2 - 差错控制

本节内容比较复杂，尤其是涉及到 CRC 和海明码的具体细节，掌握检错和纠错的大致流程即可，可能在选择题中考察。

奇偶校验码

奇偶校验码（Parity Check Code）是一种简单高效的错误检测机制，广泛应用于数据传输和存储系统中，用于发现单比特错误。其核心思想是通过添加一个校验比特（parity bit），确保数据中“1”的总数符合特定的奇偶规则。

奇偶校验码有两种常见的类型：奇校验和偶校验。

奇校验（Odd Parity）：
- 校验比特的值使数据（包括校验比特）中“1”的总数为奇数。
- 例如，若原始数据“1”的个数为偶数，校验比特设为 1；若为奇数，设为 0。
- 若接收端检测到“1”的总数为偶数，则说明传输中存在错误。
偶校验（Even Parity）：
- 校验比特确保数据中“1”的总数为偶数。
- 例如，若原始数据“1”的个数为奇数，校验比特设为 1；若为偶数，设为 0。
- 若接收端检测到“1”的总数为奇数，则表明数据出错。

奇偶校验码的 工作原理 如下：

发送端：根据奇校验或偶校验规则，计算原始数据中“1”的个数，设置校验比特，并将数据连同校验比特一起发送。
接收端：检查接收到的数据（包括校验比特）中“1”的总数是否符合预设的奇偶规则。若不符合，说明传输过程中可能发生了单比特错误。

奇偶校验的工作原理是发送端计算数据中所有比特的总数，并根据所选的奇偶性规则设置校验比特的值。接收端在接收数据后再次计算所有比特的总数，包括校验比特，然后检查总数是否满足所选的奇偶性规则。如果总数不符合规则，接收端将检测到错误。

循环冗余码

循环冗余校验（CRC）是一种常用的数据完整性校验方法，主要用于数据传输的错误检测。CRC 的核心思想是将数据看作多项式的系数，并用特定的生成多项式进行除法操作，得到的余数即为 CRC 值。

校验流程

CRC 校验大致流程如下：

生成多项式：CRC 的核心是一个生成多项式，通常用二进制表示。这个多项式是事先定义好的，并且在发送端和接收端都必须知道。
帧校验码计算：为了计算 CRC 校验码，发送端将数据帧和生成多项式进行除法运算，得到余数，然后将余数附加到数据帧的末尾。如果生成多项式是 n 位长，那么 CRC 校验码将是 n-1 位长。
传输：将 CRC 校验码附加到数据帧的尾部，发送至接收端。
接收端校验：接收端接收到数据帧后，也执行相同的 CRC 校验操作。它将接收到的数据帧与生成多项式进行除法运算，得到一个余数。如果余数为零，表示数据帧没有错误。如果余数不为零，表示数据帧存在错误。

实例

假设我们要发送的数据是：1010001101

我们选择的生成多项式是：110101，对应的是 $x^5 + x^4 + x^2 + 1$

发送方操作：

为了进行校验码计算，首先在原始数据的尾部添加 k−1 个零（其中 k 是生成多项式的位数，这里是 4），所以数据变成了：1010001101 00000
使用生成多项式除以这个新的数据。实际上，我们使用二进制的异或操作来进行模 2 除法。
计算得到的余数就是 CRC。

              110101011
       ------------------
110101 | 101000110100000
         110101
         ------
          111011
          110101
          ------
            111010
            110101
            ------
              111110
              110101
              ------
                101100
                110101
                ------
                 110010
                 110101
                 ------
                   01110

将计算得到 CRC 01110 添加到数据后面一起发送，接收方接收到的数据为 101000110101110

接收方接收到数据后进行校验，计算过程如下：

              110101011
       --------------------------------------
110101 | 101000110101110
         110101
         ------
          111011
          110101
          ------
            111010
            110101
            ------
              111110
              110101
              ------
                101111
                110101
                ------
                 110101
                 110101
                 ------
                      0

计算得到余数为零，表示数据帧没有错误。

注意

用异或进行 CRC 计算

当我们在 CRC 计算中“减去”一个多项式，我们实际上是使用异或操作来模拟这个减法。因为在二进制中，减法和加法都可以使用异或操作来完成（只要没有进位）。具体来说，对于无进位的情况，1-1 = 0、0-0 = 0、1-0 = 1 和 0-1 = 1，而这些结果与使用异或得到的结果是相同的。

因此，在 CRC 计算中，当生成多项式与被除数的相应部分对齐时，我们可以使用异或操作来模拟减去生成多项式的操作。然后，我们继续这个过程，直到处理完所有的位。

海明码

海明码（Hamming Code）是一种用于错误检测和纠正的编码方案，通常用于数据传输和存储系统中。它的主要目标是检测和纠正数据中的单比特错误。

海明码的核心思想是在数据位之间插入一定数量的校验位（也称为奇偶校验位），使得每个校验位都负责检查一组特定的位。校验位的数量取决于数据位的数量，并且它们的位置通常是 2 的幂次（即第 1 位、第 2 位、第 4 位……）。

生成过程

以一个实例说明海明码的 生成和纠正 过程：

步骤 1：确定校验位数量

假如我们的数据是 $1011$ ，也就是 $4$ 位。根据海明码的原则，我们需要确定足够的校验位 $r$ 来满足以下条件：

$2^r \ge k + r + 1$

对于 $k = 4$ （数据位），我们找到最小的 $r$ 为 $3$

注意

对于 $k$ 位数据，应该有多少位校验位

假设我们有 $k$ 位数据，我们需要添加 $r$ 位校验位，那么校验位的总数必须满足以下条件：

所有数据位和校验位的总数加起来可以由校验位来表示。也就是说，每一位数据位和校验位在位模式中都有一个唯一的表示。这意味着 $2^r$ 必须至少等于 $k+r+1$，其中加 $1$ 是因为校验位模式全为零（即没有错误）的情况也必须被考虑在内，即

$2^r \ge k + r + 1$

步骤 2：放置校验位和数据位

首先将校验位（ $p$ ）插入到数据位中的适当位置。校验位下标是 $2$ 的幂（ $1, 2, 4, 8, …$ ）。

第 $1 (2^0)$ 位：校验位 $p_1$
第 $2 (2^1)$ 位：校验位 $p_2$
第 $4 (2^2)$ 位：校验位 $p_3$

然后再放置剩余的数据位 $d$ ：

第 $3$ 位：数据位 $d_1$
第 $5$ 位：数据位 $d_2$
第 $6$ 位：数据位 $d_3$
第 $7$ 位：数据位 $d_4$

位置	7	6	5	4	3	2	1
海明码	$d_4$	$d_3$	$d_2$	$p_3$	$d_1$	$p_2$	$p_1$
数据	1	1	0	-	1	-	-

注意

注意到上述我们提到的关于校验位和数据位的第 $n$ 位，下标是从 1 开始 而不是 0 开始的。

步骤 3：计算校验位

首先给出位置下标的二进制表示：

位置	7	6	5	4	3	2	1
二进制	111	110	101	100	011	010	001

$p_1 $ 检查位置 $1$ 、 $3$ 、 $5$ 、 $7$ 的位（最低位为 1）。所以 $p_1 = d_1 \oplus d_2 \oplus d_4 = 1 \oplus 0 \oplus 1 = 0$ ，所以 $p_1 = 0$ 。
$p_2 $ 检查位置 $2$ 、 $3$ 、 $6$ 、 $7$ 的位（次低位为 1）。这些位的异或值为 $p_2 = d_1 \oplus d_3 \oplus d_4 = 1 \oplus 1 \oplus 1 = 1$，所以 $p_2 = 1$ 。
$p_3 $ 检查位置 $4$ 、 $5$ 、 $6$ 、 $7$ 的位（最高位为 1）。这些位的异或值为 $p_3 = d_2 \oplus d_3 \oplus d_4 = 0 \oplus 1 \oplus 1 = 0$，所以 $p_3 = 0$ 。

步骤 4：生成海明码

位置	7	6	5	4	3	2	1
海明码	$d_4$	$d_3$	$d_2$	$p_3$	$d_1$	$p_2$	$p_1$
数据	1	1	0	0	1	1	0

所以， $1011$ 的 $(7,4)$ 海明码是 $0110011$ 。任何一位的单一错误都可以通过分析校验位来检测并纠正。

检测和纠错

还是以上文的例子来说明海明码检测和纠错的过程。

假设在传输过程中第二位出现了错误，接收的码变为 $0010011$ 。

首先，接收者现在要 重新计算校验位：

$p_1$（位置 1）：检查二进制最低位为 1 的位置（1, 3, 5, 7），即 $p_1, d_1, d_2, d_4$
- $p_1’ = 0 \oplus 1 \oplus 0 \oplus 1 = 0$
- 接收到的 $p_1 = 0$，所以 $p_1’ = p_1$，无错误
$p_2$（位置 2）：检查二进制第二位为 1 的位置（2, 3, 6, 7），即 $p_2, d_1, d_3, d_4$
- $p_2’ = 0 \oplus 1 \oplus 1 \oplus 1 = 1$
- 接收到的 $p_2 = 0$，所以 $p_2’ \ne p_2$，有错误
$p_3$（位置 4）：检查二进制第三位为 1 的位置（4, 5, 6, 7），即 $p_3, d_2, d_3, d_4$
- $p_3’ = 0 \oplus 0 \oplus 1 \oplus 1 = 0$
- 接收到的 $p_3 = 0$，所以 $p_3’ = p_3$，无错误

可以看到有错误发生，接下来需要 生成错误模式：

$$(p_1’ \oplus p_1, p_2’ \oplus p_2, p_3’ \oplus p_3) = (0 \oplus 0, 1 \oplus 0, 0 \oplus 0) = (0, 1, 0)$$

错误模式为二进制 010，十进制值为 2，表示错误在位置 2（即 $p_2$）。

最后一步是 纠正错误：位置 2 的值 $p_2$ 从 0 翻转为 1，得到纠正后的码字：

位置	7	6	5	4	3	2	1
海明码	$d_4$	$d_3$	$d_2$	$p_3$	$d_1$	$p_2$	$p_1$
修改前	1	1	0	0	1	0	0
修改后	1	1	0	0	1	1	0

现在，海明码回到了正确的 $0110011$ 状态。

海明距离

海明距离（Hamming Distance，也译作汉明距离）是指两个等长编码（码字）之间对应位置上不同比特的个数。它是衡量编码差异的指标，用于分析编码集的错误检测和纠正能力。

编码集

编码集 是指在数据通信或存储系统中用于表示信息的一组码字（codewords）。每个码字是一个固定长度的比特序列，设计目的是通过添加冗余比特来检测或纠正传输过程中的错误。编码集的检测和纠错能力主要由其 最小海明距离 决定：

最小海明距离是编码集中任意两个不同码字之间海明距离的最小值，记为 $d$。它反映了编码集的“分散性”：$d$ 越大，码字之间的差异越大，编码集的错误检测和纠正能力越强。

最小海明距离为 $d$ 的编码集具备如下能力：

检错能力：最多可以检测 $d-1$ 位错误。
纠错能力：最多可以纠错 $\lfloor (d - 1) / 2 \rfloor$。

注意

海明码的最小汉明距离是 3。

海明码可以纠正 1 位错误。通过计算伴随式（syndrome），接收端能够准确识别并纠正数据中单个比特的错误。

海明码可以检测最多 2 位错误。当发生 2 位错误时，伴随式会指示错误的存在，但无法准确纠正（因为可能与纠正 1 位错误的模式混淆）。

3 - 流量控制

掌握停等、回退 N 帧、选择性重传的过程以及窗口大小，可能在选择题中考察。

停等协议

停等 (Stop-and-Wait) 是一种基础的自动重传请求 (ARQ) 协议。其基本思想是在发送每个数据帧后都停下来，等待接收方的确认。只有在收到确认后，发送方才会继续发送下一个帧。由于这种方法在任何时刻只允许一个帧在传输中，因此它被称为“停等”。

过程关键：

发送数据：发送方发送一个数据帧到接收方，并启动一个计时器等待确认。
等待确认：发送方在发送数据帧后处于等待状态，直到接收到确认或计时器到期。
确认的接收：接收方在收到数据帧后，检查其完整性（例如通过校验和）。如果数据帧正确，接收方会发送一个确认帧回到发送方。
计时器到期：如果发送方的计时器在收到确认之前到期，发送方会假设数据帧丢失或确认丢失，并重新发送数据帧。然后再次启动计时器。

回退 N 帧

在回退 N 帧（GBN, Go Back N）协议中，发送方可以连续发送多个帧，而不需要等待每个帧的确认。但是，发送方需要为每个帧维护一个计时器。如果一个帧的计时器到期而没有收到确认，发送方会重新发送该帧及其之后发送的所有帧。

过程关键：

窗口大小：在 GBN 中，若帧序号的比特数为 $n$，则发送窗口的最大值为 $2^n - 1$，接受窗口的大小为 $1$。
发送过程：发送方连续发送窗口内的帧，每发送一个帧，都会为其启动一个计时器。
接收过程：接收方只接收期望的帧序号。如果接收到的帧是期望的，它会发送一个确认。如果接收到的帧不是期望的（可能是由于前面的帧丢失），它会丢弃该帧并重新发送对上一个正确接收的帧的确认。
超时和重传：发送方通常只为最早发送但未确认的帧（窗口内的第一个未确认帧）设置一个单一的超时定时器。如果计时器到期，该帧及其之后发送的所有帧都会被重传。重传的原因是，如果一个帧丢失，后续的帧虽然可能已经到达接收方，但由于接收方的窗口大小为 1，它们会被丢弃。
滑动窗口：当发送方收到一个帧的确认，它知道该帧及其之前的所有帧都已正确接收。于是，它会将窗口向前滑动，从而可以发送新的帧。

通过 GBN, SR 交互演示你可以更好理解 GBN、SR 的过程。

选择性重传

选择性重传 (SR，Selective Repeat）是另一种自动重传请求 (ARQ) 协议，它旨在解决回退 N 帧协议在高误码率环境下的效率问题。与 Go-Back-N 不同，Selective Repeat 只重传那些确实丢失的帧，而不是所有之后的帧。这使得 SR 在高误码率环境下比 GBN 更为高效。

过程关键：

窗口大小：在 SR 中，一般发送窗口和接受窗口大小一致，若帧序号的比特数为 $n$，则窗口大小最大为 $2^{n-1}$。
发送过程：发送方连续发送窗口内的帧，并为每个发送的帧启动一个计时器。
接收过程：接收方接收所有在其窗口范围内的帧，并为正确接收的每个帧发送确认。接收到的帧可能是乱序的，但接收方可以缓存这些乱序的帧，直到可以按正确的顺序将其传递给上层。
超时和重传：如果发送方的某个帧的计时器到期，只有这个特定的帧会被重传，而不是所有的帧。这是 SR 与 GBN 的主要区别。
滑动窗口：发送方和接收方的窗口都是动态移动的。当发送方收到一个帧的确认时，它会尝试滑动其窗口以发送新的帧。同时，接收方在将帧按正确顺序传递给上层后，也会滑动其窗口。
处理冲突的确认：考虑到网络的延迟，发送方可能在超时并重传一个帧后才收到其早期版本的确认。为了处理这种情况，SR 协议需要具有识别和丢弃重复确认的机制。

对比

停等协议（Stop-and-Wait）、GBN（Go-Back-N）、SR（Selective Repeat）是计算机网络中用于可靠数据传输的三种流量控制和错误处理协议。它们的主要目标是确保在不可靠的通信信道上的数据传输的可靠性。

重点注意接收方和发送方的窗口大小范围。

特性	停等协议	GBN 协议	SR 协议
发送方窗口大小范围（序号位数为 n）	1	最大为$2^n - 1$	最大为$2^{n-1}$
接收方窗口大小范围（序号位数为 n）	1	$1$	与发送方窗口一致
发送方效率	低（每帧等待确认）	高（并发发送多帧）	高（并发发送多帧）
接收方效率	高（无需缓存多帧）	低（需要缓存多帧）	高（需要缓存多帧）
错误处理	重传单个丢失帧	重传从丢失帧开始的所有帧	重传单个丢失帧或乱序帧
带宽利用率	低	高（部分带宽利用）	高（部分带宽利用）

窗口大小限制

$$\text{发送窗口大小} + \text{接受窗口大小} \le 2^n$$

滑动窗口协议是计算机网络中用于控制传输层数据流的一种机制。在这种协议下，发送窗口和接收窗口的大小有一个重要的限制，即它们的和不能超过序列号空间的大小。序列号空间是由能够用于标识帧的序列号的总数确定的，这通常是由序列号的位数决定的。

对于一个使用了 $n$ 位序列号的协议，序列号的范围是从 $0$ 到 $2^n-1$ 。因此，整个序列号空间的大小是 $2^n$ ，这意味着理论上最多可以有 $2^n$ 个不同的帧在传输中被唯一区分。

这个限制的主要原因是防止所谓的“序列号回绕”（Sequence Number Wraparound）。如果发送窗口和接收窗口的大小之和大于序列号空间的大小，那么就可能发生一个新的帧使用了一个老的、已经被使用的序列号，但是该帧可能还在网络中传输或者被延迟。接收方将无法区分这是一个新的帧还是重复的帧。

信道利用率

在 ARQ 协议中，信道利用率（也叫做链路利用率）是指信道用于传输有效数据的效率，通常定义为 成功传输数据的时间占总传输时间的比例。它反映了协议在给定信道条件下的性能，是评估 ARQ 协议效率的重要指标。

信道利用率 $U$ 可以表示为

$$U = \frac{T_{data}}{T_{total}}$$

其中：

$T_{data}$：成功传输有效数据的时间。
$T_{total}$：总时间，包含数据传输、确认、重传以及等待。

一般情况

对于 ARQ 协议，假设信号传播时间为 $T_p$，一个数据帧的传输时间为 $T_d$，一个确认帧的传输时间为 $T_a$，发送窗口的最大值为 $N$，信号往返时间 $RTT = 2 \cdot T_p$。

在此情况下，信道利用率 $U$ = 发送数据的时间 / 从发送第一个帧的时间到收到第一个确认帧的时间：

$$U = \frac{N \cdot T_d}{RTT + T_d + T_a}$$

停等协议

对于停等协议，信道利用率为

$$U = \frac{T_d}{RTT + T_d + T_a}$$

连续 ARQ 协议

对于使用了滑动窗口的协议（比如回退 N 帧和选择性重传），一次性可以传输 $N$ 个数据帧，信道利用率为

$$U = \frac{N \cdot T_d}{RTT + T_d + T_a}$$

注意有些时候确认帧比较小，在这种情况下确认帧传输时间 $T_a$ 可以忽略。

此外，$U \le 1$，所以当 $N \cdot T_d > RTT + T_d + T_a$ 时，信道利用率 $U = 1$。

4 - 介质访问控制

需熟练掌握信道划分以及随机访问信道控制的各种方式，在选择题中会考察。除此外，需理解 CSMA/CD 的细节，在往年真题的大题中也考察过。

共享介质

在介绍 MAC 概念之前，必须要说明一下共享介质的概念。

在一个网络环境中，多个设备可能需要同时访问同一个物理介质来发送数据，这个介质可以是电缆、光纤或者无线信道。

当设备发送数据时，数据包会在整个介质上传播，所有连接到该介质的设备都可以接收到数据包。如果多个设备同时发送数据，介质上的数据信号就会相互冲突进而导致错误。

所以 MAC 协议确保了共享介质上的有效、公正且有序的数据传输。

MAC 方式总结

介质访问控制（MAC，Media Access Control）可以分为 信道划分 以及 随机访问 两种大方向。

信道划分介质访问控制

也叫做多路复用，在一条传输介质上同时传输多个不同种类的信号（种类可以根据不同的参数进行划分），这样不同的设备可以发送特定类型的信号，并且不同信号之间相互不干扰，信道划分访问控制可以分为以下几种：

FDM：频分多路复用
TDM：时分多路复用
WDM：波分多路复用
CDM：码分多路复用

随机访问介质访问控制

指多台设备共享同一个通信介质时，它们可以随机地尝试发送数据，而不需要事先协调，当发生冲突后再做后续的协调，以保证不会接收到错误的数据。

ALOHA
CSMA
CSMA/CD
CSMA/CA

多路复用

多路复用（Multiplexing）是一种技术，用于在同一传输介质上同时传输多个信号，包含频分多路复用（FDM）、时分多路复用（TDM）、波分多路复用（WDM）和码分多路复用（CDM）四种。

FDM

频分多路复用（FDM）将可用带宽划分为若干个不重叠的频段，每个信号占用一个频段。各个信号可以同时传输，但彼此之间不会干扰，因为它们占用不同的频率。

FDM 在传统的模拟电话系统和广播中广泛使用。

TDM

时分多路复用（TDM）将时间划分成若干个时隙，每个信号在不同的时隙中传输。所有信号在时间上轮流使用同一传输介质。

TDM 常用于数字通信系统，如数字电话网络。

WDM

波分多路复用（WDM）是 FDM 的一种应用，主要用于光纤通信。它将光纤的可用带宽划分为多个波长（颜色），每个信号占用一个波长。

WDM 技术可以大幅增加光纤的通信容量，广泛应用于长距离和高速光纤网络。

CDM

码分多路复用（CDM）使用不同的编码来区分各个信号。所有信号可以在同一频带上同时传输，但通过使用不同的编码序列来避免相互干扰。

虽然 CDM 的概念可以用在许多不同的传输系统中，但在实践中，它主要作为 码分多址（CDMA，Code Division Multiple Access）的基础技术。

CMDA

在 CDMA 中，每一个比特时间划分为 m 个短的时间槽，称为码片（chip），每个站被指派一个惟一的 m bit 码片序列 (chip sequence) 。

如果发送比特 1，则发送自己的 m 位码片序列。
如果发送比特 0，则发送该码片序列的二进制反码。

简单理解就是，A 站向 C 站发出的信号用一个向量来表示，B 站向 C 站发出的信号用另一个向量来表示，两个向量要求相互正交。向量中的分量，就是所谓的码片。

当两个或多个站点同时发送时，各路数据在信道中线性相加。为了从信道中分离出各路信号，要求各个站点的码片序列相互正交。

令向量 $S$ 表示站 S 的码片向量，令 $T$ 表示其他任何站的码片向量。两个不同站的码片序列正交，就是向量 $S$ 和 $T$ 的规格化内积（inner product）都是 0：

$$S \cdot T = \frac{1}{m} \sum_{i=1}^{m}{S_i T_i} = 0$$

任何站的码片向量和该码片反码的向量的规格化内积都是 -1：

$$S \cdot \overline{S} = \frac{1}{m} \sum_{i=1}^{m}{S_i \cdot \overline{S_i}} = 0$$

举个实际的例子来说明。令向量 $S$ 表示 A 站的码片向量，$T$ 表示 B 站的码片向量。假设 A 站的码片序列被指派为 00011011，则 A 站发送 00011011 就表示发送比特 1，发送 11100100 就表示发送比特 0。为了方便计算，将码片中的 0 写为 -1，将 1 写为 +1，因此 A 站的码片序列是 (-1 -1 -1 +1 +1 -1 +1 +1)。

令 $T$ = (-1 -1 +1 -1 +1 +1 +1 -1)，可以观察到，不管是 $T$ 还是 $\overline{T}$，都有四个码片的值与 $S$ 相反，所以 $S \cdot T = 0$。

当 A 站向 C 站发送数据 1 时，就发送了向量 (-1 -1 -1 +1 +1 -1 +1 +1)。

当 B 站向 C 站发送数据 1 时，就发送了向量 (+1 +1 -1 +1 -1 -1 -1 +1)。

两个向量在公共信道上叠加，实际上是线性相加，得到 $S + \overline{T}$ = (0 0 -2 2 0 -2 0 2)。

ALOHA 协议

ALOHA 协议是一种早期开发的随机访问协议，用于在共享信道上传输数据。ALOHA 有两种基本类型：纯 ALOHA 和时隙 ALOHA。

纯 ALOHA：用户可以在任何时间发送数据包。由于没有时间同步，数据包之间容易发生冲突。
时隙 ALOHA：时间被分成离散的时隙，用户只能在时隙的开始发送数据包。这种方法通过同步发送时间，减少了冲突的概率。

纯 ALOHA

纯 ALOHA（Pure ALOHA）是一种简单的随机接入协议，允许用户在任意时刻发送数据包，而无需对时间进行任何同步或分时。由于用户可以在任何时间发送数据包，数据包之间可能会发生冲突。

工作原理：

用户随时发送数据包。
如果数据包成功到达接收端，则传输完成。
如果发生冲突（即两个或多个用户同时发送数据包），相关用户需要等待随机的时间后重传。

时隙 ALOHA

时隙 ALOHA（Slotted ALOHA）在纯 ALOHA 的基础上引入了时间同步，将时间划分为一系列等长的时隙。用户只能在时隙的开始发送数据包。

工作原理：

时间被划分为等长的时隙。
用户在时隙的开始时发送数据包。
如果一个时隙内只有一个用户发送数据包，则传输成功。
如果多个用户在同一时隙发送数据包，发生冲突，相关用户等待随机时间后重传。

CSMA 协议

CSMA（Carrier Sense Multiple Access）的中文叫做载波监听多路访问，理解 CSMA 的关键在于理解它的名称中的两个部分：载波监听以及多路访问：

载波监听（Carrier Sense）：因为 CSMA 是随机访问介质控制的一种方式，所以在发送数据前，必须确定当前通信介质中没有其他设备正在发送数据。所以载波监听可以被理解为以太网口内部芯片自带的一种功能，具体而言就是一种可以监听信道在当前位置是否有数据传输的的一种功能。
多路访问（Multiple Access）：多个设备可以访问同一个通信介质。这意味着在任何给定时间，任何设备都可以尝试发送数据。

所以 CSMA 可以理解为通过 载波监听 避免冲突，进而实现共享介质上的 多路访问。

以下图为例，A、B、C、D 分为是连接到同一共享介质上的不同设备，当 A 开始发送数据时，B、C、D 分别会在不同的时刻监测到信号，具体的时刻为 设备与 A 之间的距离 / 信号传播速度。

这里需要深入理解 传播时延和传输时间 这两个概念：

传输时延（propogation time） = 距离 / 信号传播速度
传输时间（transmission time） = 数据大小 / 数据传输速率

CSMA 的问题在于它无法处理碰撞，当一个设备监听到当前介质中无信号时，它就可以发送数据，但监听得到的结果可能是 “假结果”。因为有可能其他设备已经发送信号了，只是信号由于传播时延还没有到达当前设备。

所以假设当前设备监听得到了“假结果”，那么此时发送数据后介质上就会发生冲突。比如假设 C 在 A 的信号到来之前检测得到假结果，然后发送帧，这个时候信道中就会出现冲突：

补充

那么 CSMA 如何处理冲突呢？

CSMA 不具备碰撞处理的功能，冲突处理是 CSMA/CD 的功能。这意味着在 CSMA 中，设备不会主动检测到碰撞。

所以实际应用中基本没有使用 “纯CSMA” 的协议，因为因为它 只监听信道是否空闲，但：

不能检测冲突（如 CSMA/CD）
也不避免冲突（如 CSMA/CA）
一旦多个设备在信道刚空时同时发送，必然冲突，没有机制处理

这在真实网络中会导致高碰撞率和低效率。

实际应用的都是 CSMA 的变种：

协议	是否实际应用	应用场景	特点
CSMA	❌ 几乎没有	教学概念	只监听，不检测、不避免、不重传
CSMA/CD	✅ 是	有线以太网（Ethernet）	监听 + 冲突检测 + 退避
CSMA/CA	✅ 是	无线局域网（Wi-Fi）	监听 + 冲突避免 + ACK确认

三种类型

CSMA 也根据其在信道空闲时的行为分为三种类型，如下所示：

特征	1-persistent CSMA	Non-persistent CSMA	p-persistent CSMA
信道空闲时的行为	立即开始传输数据	立即开始传输数据	根据概率 p 决定是否传输数据
信道忙时的行为	立即开始传输数据	等待一个随机时间后重新监听	根据概率 p 决定是否重新监听
碰撞的可能性	高（当多个设备同时监听信道）	低（等待随机时间片段）	中等（取决于 p 的值和竞争情况）
等待时间	无等待	随机等待时间片段	随机等待时间片段
适用性	适用于低碰撞概率，高速局域网	适用于高碰撞概率，低速局域网	适用于中等碰撞概率和速率的局域网

CSMA/CD 协议

CSMA/CD（CSMA with Collision Detection，载波监听多路访问/碰撞检测）是 CSMA 的一种拓展，在了解这个知识之前，请确保你已经理解了什么是 CSMA 中的 CS（Carrier Sense 即载波监听），以及什么是 CSMA 中的 MA（Multiple Access 即多路访问）。

CSMA/CD 比 CSMA 多出一个 CD（Collision Detection 即碰撞检测）的功能。在上文中我们提到，CSMA 中监听到信道空闲可能是“虚假的”，所以在 CSMA 发送数据后介质中也许会发生冲突，但 CSMA 只能依靠非常原始的方案处理冲突。

CSMA/CD 就高级一些，在发送数据期间，我们刚刚提到的监测器件（Carrier，就是 CSMA 中 C 的简称）会一直监听有没有冲突发生，如果有冲突的话，就等待一段随机的时间，然后重试以上过程，并且发送一个特殊信号告诉其他设备发生了冲突。

以上图为例，假设 A 向 D 发送一段数据，C 向 A 发送一段数据，我们可以观察到：冲突发生的时间点和设备检测到冲突的时间点是不同的。当 A 和 C 检测到冲突发生时，它们会立即停止发送，并且发送信号通知其他设备该次碰撞：

流程

CSMA/CD 的工作流程如下：

准备发送：适配器从网络层获得一个分组，封装成帧，放入网络适配器缓存准备发送。
检测信道：监听信道是否空闲，若信道空闲，则开始发送该帧；若信道忙，则持续检测直至信道空闲。
在发送过程中，适配器仍然持续检测信道。这里只有如下两种可能。
- 发送成功：在争用期内一直未检测到冲突，该帧肯定能发送成功。
- 发送失败：在争用期内检测到冲突，此时立即停止发送，并且广播碰撞通知信号。接着适配器执行指数退避算法，等待一段随机时间后返回到步骤 2。若重传 16 次仍不能成功，则停止重传并向上报错。

指数退避算法

在随机访问网络中，当冲突发生后，设备需要等待一段时间后重试发送，以避免再次冲突。指数退避算法（Exponential Backoff Algorithm）通过动态调整等待时间，减少连续冲突的概率，提高网络效率。

其核心思想是当冲突发生时，设备随机选择一个等待时间，并在每次冲突后成倍增加等待时间范围，以降低后续冲突的可能性。

指数增长规则 如下：

如果是第 $k$ 次重传尝试（通常从 $k=1$ 开始），则从以下范围随机选择等待时间槽（slot）的个数：

$$[0, 2^k - 1]$$

每个时间槽长度为一个基本单位（如 51.2 微秒，以太网中一个“slot time”）。
最大的 $k$ 通常是有限制的，例如以太网中最大为 10（即窗口最多增长到 $2^{10} - 1 = 1023$）

如果尝试达到一定次数仍冲突，放弃传输并上报错误。

举个实际例子：

假设某设备在尝试发送时检测到冲突：

第 1 次重试：在 [0, 1] 中随机选择一个时间槽（即可能等待 0 或 1 个 slot time）。
第 2 次重试：在 [0, 3] 中随机选择（0~3 个 slot）。
…
第 10 次重试：在 [0, 1023] 中随机选择。
第 16 次重试后仍失败：报错放弃。

限制条件

CSMA/CD 可以使用的限制条件：帧的传输时延至少要两倍于信号在总线上的传播时延

为了在一个帧的发送过程中检测到冲突，发送站必须在整个帧发送完毕之前收到冲突信号。如果一个站点在发送完整个帧后才能检测到冲突，那么冲突的数据就已经在网络上传输完毕了，这样无法避免数据的损坏。

这种机制是基于这样一个事实：冲突的信号需要在网络上传播并被发送站检测到，发送站才会知道发生了冲突。因此，如果帧的传输时延太短，发送站可能在信号冲突返回之前就已经发送完毕了帧，导致无法检测到冲突。为了确保冲突能够被检测到，必须要求帧的传输时间足够长，以便在帧发送结束前，冲突信号能够返回到发送站。

CSMA/CA 协议

CSMA/CD 适用于以太网（使用有线连接的局域网），但在无线局域网（WLAN，Wireless LAN）中无法直接使用 CSMA/CD，主要有以下原因：

无线设备不能同时“听”和“说”：无线收发器在发送数据时，无法同时监听信道来判断是否发生碰撞。
信道干扰比有线环境严重：无线信号受环境干扰更大，误判空闲或碰撞的概率更高。
隐藏节点问题（隐蔽站）：假设 A 和 C 两台无线设备都想给 B 发送数据，但 A 和 C 彼此“看不到”，只看到 B 是空闲的。结果就是 A 和 C 同时给 B 发送，发生碰撞，但它们却以为没事。

为此，802.11 标准定义了广泛用于无线局域网的 CSMA/CA 协议，它对 CSMA/CD 协议进行修改，将冲突检测改为冲突避免 (Collision Avoidance,.CA)。“冲突避免”并不是指协议可以完全避免冲突，而是指协议的设计要尽量降低冲突发生的概率。

流程

侦听信道（Carrier Sense）
- 设备在发送数据前通过物理侦听（检查信道电信号）和虚拟侦听（NAV，网络分配向量，记录信道占用时间）判断信道是否空闲。若信道忙碌，设备进入退避机制，等待随机时间后再次侦听，以降低碰撞风险。
发送请求（RTS，Request to Send）
- 若信道空闲超过特定时间（DIFS，分布式帧间间隔），设备可发送 RTS 帧，通知其他设备其传输意图及所需时间。RTS 帧是可选的，主要用于较大数据包或高干扰环境。
清除发送请求（CTS，Clear to Send）
- 接收设备在确认信道空闲后（等待 SIFS，短帧间间隔），回复 CTS 帧，确认传输许可并通知附近设备保持沉默。CTS 帧增强了信道保护，减少隐藏节点问题。
数据传输
- 发送设备收到 CTS 帧后（等待 SIFS），开始传输数据帧。其他设备通过 NAV 设置避免干扰，确保信道专用于当前传输。
确认帧（ACK，Acknowledgment）
- 接收设备成功接收数据后（等待 SIFS），发送 ACK 帧确认。若发送端未收到 ACK（可能因碰撞或干扰），启动重传机制，重新执行上述步骤。

根据以上过程我们可以观察到 CSMA/CA 的一些关键特点：

碰撞避免：CSMA/CA 通过侦听、RTS/CTS、退避机制预测和确认机制并避免碰撞，而非像 CSMA/CD（以太网）那样检测碰撞后处理，适合无线网络因其难以实时检测碰撞。
隐藏节点问题：两设备因距离远无法互相侦听，可能同时发送数据导致碰撞。RTS/CTS 机制 通过通知附近设备解决此问题。

IFS

由于无线信道的可靠程度不如有线网络，所以 802.11 标准使用停等方案，即站点每通过无线局域网发送完一帧，就要在收到对方的确认帧后才能继续发送下一帧。

为了尽量避免冲突，802.11 标准规定，所有站完成发送后，必须等待一段很短的时间（继续监听）才能发送下一帧。这段时间称为帧间间隔（InterFrame Space，IFS）。帧间间隔的长短取决于该站要发送的帧的类型，这些类型用于优先级管理，确保关键帧

802.11 标准使用了下列三种 IFS：

SIFS（Short IFS）：当设备发送一个数据帧后，它会等待 SIFS 时间，以便快速发送另一个数据帧或发送 ACK（确认）帧作为响应。
DIFS（Distributed IFS）：当设备想要发送数据时，它首先侦听信道，如果信道被其他设备占用，则等待一个 DIFS 的时间，然后再次侦听信道。
PIFS（Point Coordination IFS）：中心协调器使用 PIFS 来在其他设备竞争前抢占信道。

NAV

在 CSMA/CA 中，网路分配向量（NAV）是用来告诉其他节点预计要占用无线媒体多长时间的一种机制。

在发送 RTS（请求发送）和 CTS（清除发送）帧时，发送节点会在帧头中包含一个持续时间字段，这个字段表示从发送当前帧到接收到最后一个 ACK 帧所需的时间。

其他节点在收到 RTS 或 CTS 帧时，会根据帧中声明的 预计占用时间，在自己的 NAV 计时器上设定一个倒计时。在 NAV 倒计时期间，设备会 认为信道被占用，即使它侦听到的无线信号很弱或根本没检测到数据，也不会尝试发送，以避免干扰正在通信的设备。

简单来说，NAV 就像设备内部的一个“占用表”，告诉自己：别人正在用，等一会再发。

5 - 局域网和广域网

了解局域网和广域网的协议字段，可能在选择题中考察。

局域网

局域网（Local Area Network，LAN）是一种覆盖范围较小、用于连接同一物理地点（如家庭、办公室、学校或企业内）的计算机和其他设备的计算机网络。

特性

局域网的特性主要由三个要素决定：拓扑结构、传输介质 和 介质访问控制方式，其中介质访问控制方式是最关键的因素，它决定了局域网的主要技术特性。

常见的局域网 拓扑结构 主要包括以下四类：

星形结构
环形结构
总线形结构
星形与总线形结合的复合型结构

在 传输介质 方面，局域网可以采用铜缆、双绞线和光纤等多种介质，其中双绞线是当前的主流传输介质。

局域网常用的 介质访问控制方法 包括 CSMA/CD 协议、令牌总线协议和令牌环协议。其中，CSMA/CD 协议和令牌总线协议主要应用于总线形局域网，而令牌环协议则主要用于环形局域网。

实现

局域网主要包含三种实现：

以太网（目前使用范围最广）。逻辑拓扑是总线形结构，物理拓扑是星形结构。
令牌环（Token Ring，IEEE802.5）。逻辑拓扑是环形结构，物理拓扑是星形结构。
FDDI（光纤分布数字接口，IEE802.8）。逻辑拓扑是环形结构，物理拓扑是双环结构。

以太网

在实际的局域网应用中，由于以太网占据垄断地位，所以基本上成为了局域网的代名词，需要对局域网的概念有深入了解。

传输介质

以太网常用的传输介质有 4 种：粗缆、细缆、双绞线和光纤，这里需要熟练掌握它们的英文名，常在选择题中出现：

参数	10BASE5	10BASE2	10BASE-T	10BASE-FL
传输媒体	粗缆	细缆	双绞线	光纤对
编码	曼彻斯特编码	曼彻斯特编码	曼彻斯特编码	曼彻斯特编码
拓扑结构	总线形	总线形	星形	点对点
网络适配器	早期以太网	早期以太网	现代以太网	现代以太网

注意上述传输介质的英文名称其实是挺有讲究的：

首先是前缀的数字，代表的是传输介质的速率，10 代表 10 Mbps，100 代表 100 Mbps，注意这里是 Mbps 而不是 MB/s。

其次是中间的 base 一次，代表基带传输（Baseband），基带与宽带（broadband）相对应。基带表示直接传输原始数字信号，不调制；宽带代表使用模拟调制技术传输多个频道信号，常见于有线电视等。

最后是后缀的英文字母，代表的传输介质的类型：

注意字母 T 是 twisted pair 的首字母，含义是双绞线。
FL 是 Fiber optic 的缩写，含义是光纤。

帧格式

如上图所示，以太网帧格式从逻辑上可以分为物理层控制字段、帧首部、数据负载、差错校验字段这四个部分，每个字段的具体说明如下所示：

物理层控制字段
- 前导码（Preamble）：7B
  - 由 7 字节的交替的 1 和 0 位组成，用于同步接收方的时钟。
- 帧开始分隔符（Start of Frame Delimiter, SFD）：1B
  - 通常为 10101011，标志帧的开始。
帧首部：固定为 14B
1. 目的地址（Destination MAC Address）：6B
  - 指定帧的接收者的物理 MAC 地址。
2. 源地址（Source MAC Address）：6B
  - 指定帧发送者的物理 MAC 地址。
3. 类型/长度字段（Type/Length）：2B
  - 如果值大于或等于 0x0600（1536），则表示帧携带的数据的类型（例如 IPv4、IPv6、ARP 等）。
  - 如果值小于或等于 0x05DC（1500），则表示数据字段的长度。
负载
- 数据和填充（Data and Padding）：范围为 46-1500B
  - 携带帧的有效载荷，即要传输的数据。
  - 如果数据少于 46 字节，则需要填充，确保数据字段的最小长度为 46 字节。
差错校验字段
- 帧校验序列（Frame Check Sequence, FCS）：4 字节：
  - 一个循环冗余校验（CRC）值，用于错误检测。接收方计算帧的 CRC，并与这个字段进行比较，以确定帧是否在传输过程中被损坏。

注意

为什么前导码和帧开始定界符不包括在以太网帧的最小和最大大小计算中？

需要注意的是，Preamble 和 SFD 确实是以太网标准规定的格式的一部分，但它们属于物理层的内容，而非数据链路层中的以太网帧内容。

以太网分为 物理层 和 数据链路层。物理层负责比特级的传输和同步，而数据链路层负责处理数据的封装、地址标识和错误检测。

以太网帧的最大和最小大小为多少？

以太网帧的最小和最大大小（不包括前导码和帧开始定界符）有明确的规定，目的是确保帧的有效性并避免冲突。

其中最小大小为 64B，最大大小为 1518B。最小帧大小的要求是为了确保冲突检测机制（如 CSMA/CD）能够正常工作。最大帧大小也称为标准帧或最大传输单元（MTU），它限制了每个帧可以承载的数据量，以确保设备处理负载不会过大。

以太网帧数据部分的最小大小为 46B，最大大小为 1500B。

以太网快速填充：当 IP 数据包的大小小于 46 时（以太网设备会读取 IP 的首部的长度字段以得知），以太网设备会自动在其末尾填充 0，是其大小为 46 字节。

无线局域网

帧格式

802.11 帧共有三种类型，即数据帧、控制帧和管理帧。数据帧的格式如图 3.28 所示。

802.11 数据帧由以下三部分组成：

MAC 首部，共 30 字节。帧的复杂性都在 MAC 首部。
帧主体，即帧的数据部分，不超过 2312 字节。
帧检验序列 FCS 是 MAC 尾部，共 4 字节。

可以观察到，802.11 帧首部中字段很多，但是其实主要考察的就是个别字段。

其中最重要的是 4 个地址字段（都是 MAC 地址）。这里仅讨论前三个地址（地址 4 用于自组网络）。这三个地址的内容取决于帧控制字段中的“去往 AP”和“来自 AP”这两个字段的数值，如下表所示：

去往 AP	来自 AP	地址 1	地址 2	地址 3	地址 4
0	1	接收地址 = 目的地址	发送地址 = AP 地址	源地址	——
1	0	接收地址 = AP 地址	发送地址 = 源地址	目的地址	——

💡核心记忆点：

地址 1：谁接收这帧（无线信号的接收者）
地址 2：谁发的这帧（无线信号的发送者）
地址 3：通信的最终目标或源（真实的目的地或来源）

VLAN

VLAN（Virtual Local Area Network）虚拟局域网，是通过逻辑划分的方式，把一个物理局域网拆分成多个独立的子网。

打个比方：一家公司只有一个办公室（一个交换机），但希望让财务部、技术部和人事部各自的数据隔离，互不干扰。VLAN 就像是在这一个办公室里，用“看不见的墙”把它们隔开，互相听不到对方说话。

⚙️ 那么 VLAN 是如何实现的呢？

VLAN 是通过交换机和 VLAN 标签（Tag）实现的。简单来说：

普通交换机：看网线在哪个口（port）来转发数据。
支持 VLAN 的交换机：会在数据包中加上 VLAN 标签，按“部门”来转发。

802.3c 标准定义了支持 VLAN 的以太网帧格式的扩展。它在以太网帧中插入一个 4 字节的标识符（插在源地址字段和类型字段之间），称为 VLAN 标签，用来指明发送该帧的计算机属于哪个虚拟局域网。插入 VLAN 标签的帧称为 802.1Q 帧，如下图所示。

其中 VID（VLAN ID）为 12 位，一个 VLAN 交换机最多支持 4096 个 VLAN。

📦 VLAN 示例：假设有三台电脑：

PC1：财务部，接在 VLAN 10
PC2：技术部，接在 VLAN 20
PC3：人事部，接在 VLAN 30

它们都连在一台交换机上，如果没有 VLAN，三者可以互相通信。如果配置了 VLAN：

PC1 发的广播，只有 VLAN 10 内的设备能收到。
PC2 和 PC3 不会收到 PC1 的数据，除非通过路由器（或者三层交换机）跨 VLAN 通信。

广域网

HDLC 协议

HDLC（High-Level Data Link Control，高级数据链路控制）是一种面向比特（bit-oriented）的数据链路层协议，用于在点对点或点对多点通信中提供可靠的数据传输。

HDLC 几个特点可以被简单总结为：面向比特、面向连接、提供可靠传输。

需要注意的是 HDLC 使用零比特填充法来组帧。

PPP 协议

PPP（Point-to-Point Protocol）是一种数据链路层协议，用于在两个点对点连接的网络之间传输数据。PPP 最初是为拨号连接设计的，但它后来被广泛用于建立各种类型的点对点连接，包括 DSL（数字用户线路）、ISDN（综合业务数字网）和串口连接等。

6 - 数据链路层设备

掌握网桥和交换机的工作原理和功能，可能在选择题中考察，也会大题中作为知识点进行考察。

交换机

交换机（Switch）是网络中用于连接设备并转发数据帧的二层设备。它通过分析数据帧中的 MAC 地址，将数据帧从接收端口精准转发到目标设备所在的端口。相比集线器，交换机只将数据帧发送到必要端口，避免广播到整个网络，显著降低碰撞域，提升带宽利用率和传输速度。

转发表

转发表（也称 MAC 地址表）是交换机内部维护的一张记录表，存储了网络设备 MAC 地址与其连接端口的对应关系。每条记录通常包含以下信息：

MAC 地址：网络设备的唯一标识。
端口号：设备连接的交换机端口。
附加信息（可选）：如 VLAN 标识或条目有效时间。

如上图所示，交换机 A 和 B 分别通过转发表记录了通往每个 MAC 地址的端口。

转发流程

交换机收到数据帧后，会根据转发表执行以下步骤：

检查目标 MAC 地址：从数据帧中提取目标 MAC 地址。
查询转发表：
- 如果转发表中存在目标 MAC 地址的记录，交换机将数据帧直接转发到对应端口。
- 如果转发表中没有目标 MAC 地址，交换机将数据帧广播到除接收端口外的所有端口（称为广播帧），以寻找目标设备。
转发数据帧：根据查询结果，数据帧被发送到目标端口或广播。

交换方式

交换机的交换方式决定了交换机在接收到数据帧后，决定如何以及何时将该帧转发到目标端口，交换方式有如下三种：

直通交换：交换机在接收到数据帧的前6个字节（即目的MAC地址）后，立即根据MAC地址表查找目标端口并开始转发，无需等待整个数据帧接收完成。
存储转发：交换机接收完整数据帧后，存储在缓冲区中，进行CRC（循环冗余校验）检查，确认数据帧无误后再根据MAC地址表转发。
碎片隔离：介于直通交换和存储转发之间，检查数据帧的前64字节（以太网最小帧长），若帧长不足64字节（碎片），则丢弃；若正常，则转发。

网桥

网桥（Bridge）的功能和交换机基本一致，两者都是二层网络设备，用于转发数据帧。网桥中也有转发表的概念，转发过程和交换机一致，这里不再赘述。

那么网桥和交换机区别在哪里呢？

网桥是比较早期计算机网络使用的设备，现在已经渐渐被交换机替代，两者的重要区别如下表：

方面	网桥（Bridge）	交换机（Switch）
端口数量	通常较少（2～4 个）	通常很多（几十个甚至上百个）
性能	软件转发，处理能力较弱	硬件转发（ASIC 芯片），转发速度更快
功能	简单地转发帧，适合小型或实验网络	支持 VLAN、端口镜像、链路聚合等高级功能
使用场景	用于连接两个小型网络	用于构建现代企业内部网络（LAN）

数据链路层

1 - 组帧

字符计数法

首位定界字符法

零比特填充法

违规编码法

2 - 差错控制

分类

奇偶校验码

循环冗余码

校验流程

实例

海明码

生成过程

检测和纠错

海明距离

编码集

3 - 流量控制

停等协议

回退 N 帧

选择性重传

对比

窗口大小限制

信道利用率

一般情况

停等协议

连续 ARQ 协议

4 - 介质访问控制

共享介质

MAC 方式总结

多路复用

FDM

TDM

WDM

CDM

ALOHA 协议

纯 ALOHA

时隙 ALOHA

CSMA 协议

三种类型

CSMA/CD 协议

流程

指数退避算法

限制条件

CSMA/CA 协议

流程

IFS

NAV

5 - 局域网和广域网

局域网

特性

实现

以太网

传输介质

帧格式

无线局域网

帧格式

VLAN

广域网

HDLC 协议

PPP 协议

6 - 数据链路层设备

交换机

转发表

转发流程

交换方式

网桥