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  • 使用广播信道的数据链路层

    计算机网络数据链路层之使用广播信道的数据链路层(含MAC帧格式)

    局域网的数据链路层

    • 局域网最主要的特点是:

      1. 网络为一个单位所拥有;
      2. 地理范围和站点数目均有限。
    • 局域网具有如下主要优点

      1. 具有广播功能,从一个站点可很方便地访问全网,局域网上的主机可共享连接在局域网上的各种硬件和软件资源。
      2. 便于系统扩展和逐渐地演变,各设备的位置可灵活调整和改变。
      3. 提高了系统的可靠性、可用性和残存性。

      局域网拓扑结构
      效果图

      局域网传输媒体
      效果图

      共享信道带来的问题
      效果图

      • 使用一对多的广播通信方式。
      • 问题:若多个设备在共享的广播信道上同时发送数据,则会造成彼此干扰,导致发送失败。

      媒体共享技术

      • 静态划分信道
        1. 频分复用
        2. 时分复用
        3. 码分复用
        4. 波分复用
      • 动态媒体接入控制(多点接入)
        1. 随机接入
        2. 受控接入,如多点线路探询(polling),或轮询。

      1.以太网的两个标准

      • DIX Ethernet V2是世界上第一个局域网产品(以太网)的规约。
      • IEEE 802.3是第一个IEEE的以太网标准。
      • DIX Ethernet V2标准与IEEE的802.3标准只有很小的差别,因此可以将802.3局域网简为“以太网”。
      • 严格说来,“以太网”应当是指符合DIX Ethernet V2标准的局域网。

      数据链路层的两个子层

      • 为了是数据链路层能够更多地适应多种局域网标准,IEEE 802 委员会就将局域网的数据链路层拆成两个子层
        1. 逻辑链路控制LLC(logical link control)子层;
        2. 媒体接入控制MAC(medium access control)子层。
      • 与接入到传输媒体有关的的内容都放在MAC子层,而LLC子层则与传输媒体无关。
      • 不管采用何种协议的局域网,对LLC子层来说都是透明的。

      局域网对LLC子层是透明的
      效果图

      一般不考虑LLC子层

      • 由于TCP/IP体系经常使用的局域网上是DIX Ethernet V2而不是802.3标准中的几种局域网,因此现在802委员会定制的逻辑链路控制子层LLC(即802.2标准)的作用已经不大了。
      • 很多厂商生产的适配器上就仅装有MAC协议而没有LLC协议。

      2.适配器的作用

      • 网络接口板又称为通信适配器(adapter)或网络接口卡NIC(network interface card),或“网卡”。
      • 适配器的重要功能:
        1. 进行串行/并行转换。
        2. 对数据进行缓存。
        3. 在计算机的操作系统安装设备驱动程序。
        4. 实现以太网协议。

      计算机通过适配器和局域网进行通信
      效果图

    CSMA/CD协议

    • 最初的以太网是将许多计算机都连接到一根总线上。易于实现广播通信。当初认为这样的连接方法既简单有可靠,因为总线上没有源器件。
      效果图

    • 为了实现一对一通信,将接收站的硬件写入帧首部中的目的地址字段中。仅当数据帧中的目的地址与适配器的硬件地址一致时,才能接收这个数据帧。
      效果图

    • 总线也有缺点。若多台计算机或多个站点同时发送时,会产生发送碰撞或冲突,导致发送失败。
      效果图

      以太网采用了两种重要的措施

      为了通信的简便,以太网采用了两种重要的措施。

      (1)采用较为灵活的无连接的工作方式

      • 不必先建立连接就可以直接发送数据。
      • 对发送的数据帧不进行编号,也不要求对方发回确认。
      • 这样做的理由是局域网信道的质量很好,因信道质量产生差错的概率是很小的。

      以太网提供的服务

      • 以太网提供的服务是不可靠的交付,即尽最大努力的交付。
      • 当目的站收到有差错的数据帧时就丢弃此帧,其它什么也不做。差错的纠正由高层来决定。
      • 如果高层发现丢失了一些数据而进行重传,但以太网并不知道这是一个重传的帧,而是当作一个新的数据帧来发送。

      如何避免同时发送产生的碰撞?采用CSMA/CD
      效果图

      (2)以太网发送的胡数据都使用曼彻斯特(manchester)编码
      效果图

      曼彻斯特编码缺点是:它锁帧的频带宽度比原始的基带信号增加了一倍。

      效果图

      以太网提供的服务

      • CSMA/CD含义:载波监听多点接入/碰撞检测(carrier sense multiple access with collision detection)。
      • 多点接入”表示许多计算机以多点接入的方式连接在一根总线上。
      • 载波监听”是指每一个站在发送数据之前先要检测一下总线上是否有其它计算机在发送数据,如果有,则暂时不要发送数据,以免发生碰撞。
      • 总线上并没有“载波”。因此,“载波监听”就是用电子技术检测总线上有没有其他计算机发送的数据信号。

      碰撞检测

      • 碰撞检测”就是计算机边发送数据边检测信道上的信号电压大小。
      • 当几个站同时在总线上发送数据时,总线上的信号电压摆动值将会增大(互相叠加)。
      • 当一个站检测到的信号电压摆动值超过一定门限值时,就认为总线上至少有两个站在同时在发送数据,表明产生了碰撞。
      • 所谓“碰撞”就是发生了冲突。因此“碰撞检测“也称为”冲突检测“。

      检测到碰撞后

      • 在发生碰撞时,总线上传输的信号产生了严重的失真,无法从中恢复出有用的信息。
      • 每一个正在发送数据的站,一旦发现总线上出现了碰撞,就要立即停止发送,免得继续浪费网络资源,然后等待一段随机时间后再次发送。

      CSMA/CD协议工作流程
      效果图

      为什么发要进行碰撞检测?因为信号传播时延对载波监听产生了影响
      效果图

      A需要单程传播时延的2倍的时间,才能检测到与B的发送产生了冲突。

      争用期

      • 最先发送数据帧的站,在发送数据帧后至多经过时间**2t(两倍的端到端往返时延)**就可知道发送的数据帧是否遭受了碰撞。
      • 以太网发的端到端往返时延2t称为争用期,或碰撞窗口
      • 经过争用期这段时间还没有检测到碰撞,才能肯定这次发送不会发生碰撞。

      二进制指数类型退避算法(truncated binary exponential type)

      • 发生碰撞的站在停止发送数据后,要推迟(退避)一个随机时间才能再发送数据。

        1. 基本退避时间取为争用期2t。

        2. 从整数集合[0,1,…,(2^k - 1)]中随机地取出一个数,记为r。重传所需的时延就是r倍的基本退避时间

        3. 参数k按下面的公式计算:
          k = M i n [ 重 传 次 数 , 10 ] k = Min[重传次数,10] k=Min[,10]

        4. k <= 10时,参数k等于重传次数。

        5. 当重传达16次仍不能成功时即丢弃该帧,并向高层报告。

      • 例如:

        • 第一次冲突重传时:

          k = 1,r为{0,1}集合中的任何一个数。

        • 第2次冲突重传时:

          k = 2,r为{0,1,2,3}集合中任何一个数。

        • 第3次冲突重传时:

          k = 3,r为{0,1,2,3,4,5,6,7}集合中的任何一个数。

      10Mbit/s以太网争用期的长度

      • 10Mbit/s以太网取51.2us为争用期的长度。

      • 对于10Mbit/s以太网,在争用期内可发送512bit,即64个字节。

        这就意味着:

        以太网在发送数据时,若前64字节没有发生冲突,则后续的数据就不会发生冲突。

      最短有效帧长

      • 如果发生冲突,就一定是在发送的前64字节之内。
      • 由于一检测到冲突就立即终止发送,这时已经发送出去的数据一定小于64字节。
      • 以太网规定了最短有效帧长为64个字节,凡长度小于64个字节的帧都是由于冲突而异常终止的无效帧

      覆盖范围

      • 在10Mbit/s以太网51.2us的争用期内,信号能传输多远的距离?
      • 以太网上最大的端到端单程时延必须小于争用期的一半(即25.6us),这相当于以太网的最大端到端的长度约为5km。

      人为干扰信号
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      注意:B也能够检测到冲突,并立即通知发送数据帧,接着就发送干扰信号。这里为了简单起见,只会出A发送干扰信号的情况。

      CSMA/CD协议的重要特性

      • 使用CSMA/CD协议的以太网不能进行全双工通信而只能进行双向交替通信(半双工通信)
      • 每个站在发送数据之后的一小段时间内,存在这遭遇碰撞的可能性。
      • 这种发送的不确定性是整个以太网的平均通信量远小于以太网的最高数据率。

      CSMA/CD协议的要点
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      TIPS:mac帧之间的最小间隔是9.6us,而以太网是10Mbit/s,即至少得等待96bit的时间。

    使用集线器的星形拓扑

    • 传统以太网最初是使用粗同轴电缆,后来演进到使用比较便宜的细同轴电缆,最后发展为使用更便宜和更灵活的双绞线。

    • 采用双绞线的以太网采用星形拓扑,在星形的中心则增加了发一种可靠性非常高的设备,叫做集线器(hub)。

      传统以太网使用同轴电缆,采用总线形拓扑结构
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      使用集线器的双绞线以太网
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      星形以太网10BASE-T
      效果图

      • 使用无屏蔽双绞线,采用星形拓扑。
      • 每个站需要用两对,分别发用于发送和接收。
      • 双绞线的两端使用RJ-45插头。
      • 集线器使用了大规模集成电路芯片,因此集线器的可靠性提高。
      • 10BASE-T的通信距离稍短,每个站到集线器的距离不超过100m。

      10BASE-T以太网在局域网中的统治地位

      • 这种10Mbit/s速率的无屏蔽双绞线星形网的出现,即降低了成本,又提高了可靠性。具有很高的性价比。
      • 10BASE-T双绞线以太网的出现,是局域网发展史上的一个非常重要的里程碑,它为以外网在局域网中的统治地位奠定了牢固的基础。
      • 从此以太网的拓扑就从总线型变为更加方便的星形网络,而以太网也就在局域网中占据了统治地位。

      集线器的一些特点

      • 集线器是使用电子器件来模拟实际电缆的工作,因此整个系统仍然像一个传统的以太网那那样运行。
      • 使用集线器的以太网在逻辑上仍是一个总线网,各工作站使用的还是CSMA/CD协议,并共享逻辑上的总线。
      • 集线器跟像一个多接口的转发器,工作在物理层
      • 集线器采用了专门的芯片,进行自适应串音回波抵消,减少了近端串音。

      具有三个接口的集线器
      效果图

    以太网的信道利用率

    • 多个站点在以太网上同时工作就可能发生碰撞。
    • 当发生碰撞时,信道资源实际上是被浪费了。因此,当扣除碰撞所造成的信道损失后,以太网总的信道利用率并不能达到100%
    • 假设r是以太网单程端到端传播时延。则争用期长度为2r,即端到端传播时延的两倍。检测到碰撞后不发送干扰信号。
    • 设帧长为L(bit),数据发送速率为C(bit/s),则帧的发送时间为T0 = L/C(s)。

    以太网信道被占用的情况

    • 一个站在发送帧时出现了碰撞。经过一个争用期2r后,可能又出现了碰撞。这样经过若干个争用期后,一个站发送成功了。假定发送帧需要的时间是T0。
      效果图

    • 注意到,成功发送一个帧需要占用信道的时间是T0 + r,比这个帧的发送时间要多一个单程端到端时延r。

    • 这是因为当一个站发送完最后一个比特时,这个比特还要在以太网上传播。

    参数a与利用率

    • 要提高以太网的信道利用率,就必须减小r与T0之比

    • 在以太网中定义了参数a,它是以太网单程端到端时延r与帧的发送时间T0之比:
      a = r / T 0 a = r/T_0 a=r/T0

      a -> 0,表示一发生碰撞就立即可以检测出来,并立即停止发送,因而信道利用率很高。

      a越大,表明争用期所占用的比例增大,每发生一次碰撞就浪费许多信道资源,使得信道利用率明显降低。

    对以太网参数a的要求

    • 为提高利用率,以太网的参数a的值应当尽可能小些。
    • 对以太网参数a的要求是:
      1. 当数据率一定时,以太网的连线的长度受到限制,否则r的数值会太大。
      2. 以太网的真长不能太短,否则T0的值会太小,使a值太大。

    信道利用率的最大值Smax

    • 在理想化的情况下,以太网上的各种发送数据都不会产生碰撞(这显然已经不是CSMA/CD,而是需要使用一种特殊的调度算法),即总线一旦空闲就有某一个站立即发送数据。

    • 发送一帧占用线路的时间是T0+r,而帧本身的发送时间是T0。于是,我们可计算出理想情况下的极限信道利用率Smax为:
      S m a x = T 0 T 0 + r = 1 1 + a S_{max} = \frac{T_0}{T_0+r} = \frac{1}{1+a} Smax=T0+rT0=1+a1

      1、只有当参数a远小于1才能得到尽可能高的极限信道利用率。

      2、据统计,当以太网的利用率达到30%时就已经处于重载的情况。很多的网络容量被网上的碰撞消耗掉了。

    以太网的MAC层

    重点介绍:

    • 1.MAC层的硬件地址
    • 2.MAC帧的格式

    1.MAC层的硬件地址

    • 在局域网中,硬件地址又称为物理地址,或MAC地址
    • 802标准所说的“地址“严格地讲应当是每一个站的”名字“或标识符
    • 但鉴于大家都早已习惯了将这种48位的”名字“称为”地址“,所以以下均使用这种习惯用法,尽管这种说法并不严格。

    请注意,如果连接在局域网上的主机或路由器安装有多个适配器,那么这样的主机或路由器就有多个”地址“。更准确地说,这种48位”地址“应当是某个接口的标识符。

    48位MAC地址

    • IEEE 802标准规定MAC地址字段可采用6字节(48位)或2字节(16位)这两种中的一种。

    • IEEE的注册管理机构RA负责向厂家分配地址字段6个字节中的前三个字节(即高位24位),称为组织唯一标识符

    • 地址字段6个字节中的后三个字节(即低位24位)由厂家自行指派,称为扩展唯一标识符必须保证生产出的适配器没有重复地址

      效果图

    • 一个地址块可以生成2^24个不同的地址。这种48位地址称为MAC-48,它的通用名称是EUI-48。

    • 生产适配器时,6字节的MAC地址已被固化在适配器的ROM,因此,MAC地址也叫做硬件地址(hardware address)或物理地址

    • ”MAC地址“实际上就是适配器地址或适配器标识符EUI-48。

    单站地址,组地址,广播地址

    • IEEE规定地址字段的第一字节的最低位为I/G位。I/G表示individual/group。
    • 当I/G位 = 0时,地址字段表示一个单站地址
    • 当I/G位 = 1时,表示组地址,用来进行多播(以前曾译为组播)。此时,IEEE只分配地址字段前三个字节中的23位。
    • 当I/G位分别为0和1时,一个地址块可分别生成223个单个站地址和223个组地址。
    • 所有48位都为1时,为广播地址。只能作为目的地址使用。

    TIPS:

    源地址:源IP地址,发送请求主机的IP地址。

    目的地址:目的IP地址,被请求的主机IP地址。

    当主机号全为1时,代表的是该网段的所有主机,像广播地址发送数据也就是跟同一个网段的所有主机发送数据。即广播地址可以作为目的地址。

    如果广播地址作为源地址,它本身代表的是所有主机,那么目的地址是无法明确的,无法确定其目的地址是哪里。

    全球管理与本地管理

    • IEEE把地址字段第一个字节的最低第2位规定为G/L位,表示Global/Local。
    • 当G/L位 = 0时,是全球管理(保证在全球没有相同的地址),厂商向IEEE购买的OUI都属于全球管理。
    • 当G/L位 = 1时,是本地管理,这时用户可任意分配网络上的地址。

    适配器检查MAC地址

    • 适配器从网络上每收到一个MAC帧就首先用硬件检查MAC帧中的MAC地址。
      1. 如果是发往本站的帧则收下,然后再进行其它的处理。
      2. 否则就将此帧丢弃,不再进行其它的处理。
    • “发往本站的帧”包括以下三种帧:
      1. 单播(unicast)帧(一对一)
      2. 广播(broadcast)帧(一堆全体)
      3. 多播(multicast)帧(一对多)
    • 所有的适配器都至少能够识别前两种帧,即能够识别单播地址和广播地址
    • 有的适配器可用编程方法识别多播地址。
    • 只有目的地址才能使用广播地址和多播地址
    • 混杂方式(promiscuous mode)工作的以太网适配器只要“听到”有帧在以太网上传输就都能接收下来。

    2.MAC帧的格式

    • 常用的以太网MAC帧格式有两种标准:
      1. DIX Ethernet V2标准
      2. IEEE的802.3标准
    • 最常用的MAC帧是以太网V2的格式

    以太网V2的MAC帧格式

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    无效的MAC帧

    • 数据字段的长度与长度字段的值不一致;
    • 帧的长度不是整数个字节;
    • 用收到的帧检验序列FCS查出有差错;
    • 数据字段的长度不在发46~1500字节之间。
    • 有效的MAC帧长度为64~1518字节之间。

    对于检查出的无效MAC帧就简单地丢弃。以太网不负责重传丢弃的帧。

    IEEE 802.3 MAC帧格式

    与以太网V2 MAC帧格式相似,区别在于:

    • IEEE 802.3规定的MAC帧的第三个字段是“长度/类型”。
      1. 当这个字段值大于0x0600时(相当于十进制的1536),就表示“类型”。这样的帧和以太网V2 MAC帧完全一样。
      2. 当这个字段值小于0x0600时才表示“长度”。
    • 当“长度/类型”字段值小于0x0600时,数据字段必须装入上面的逻辑链路控制LLC子层的LLC帧。

    现在市场上流行的都是以太网V2的MAC帧,但大家也常常把它称为IEEE 802.3标准的MAC帧。

    帧间最小间隔

    • 帧间最小间隔为9.6us,相当于96bit的发送时间。
    • 一个站在检测到总线开始空闲后,还要等待9.6us才能再次发送数据。
    • 这样做是为了使刚刚收到的数据帧的站的接收缓存来得及清理,做好接受下一帧的准备。
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  • 计算机网络第三章答案 复习三 (数据链路层

    万次阅读 多人点赞 2018-12-17 23:30:56
    电路接通了 ”与”数据链路接通了 ”的区别何在 ? 答:数据链路与链路的区别在于数据链路除链路外,还必须有一些必要的规程来控制数据的传输,因此, 数据链路比链路多了实现通信规程所需要的硬件和软件。 ...

    1. 数据链路 (即逻辑链路 )与链路 (即物理链路 )有何区别 ? “电路接通了 ”与”数据链路接通了 ”的区别何在 ?

    答:数据链路与链路的区别在于数据链路除链路外,还必须有一些必要的规程来控制数据的传输,因此,
    数据链路比链路多了实现通信规程所需要的硬件和软件。 “电路接通了 ”表示链路两端的结点交换机已经开机,物理连接已经能够传送比特流了,但是,数据传输并不可靠,在物理连接基础上,再建立数据链路连接,才是 “数据链路接通了 ”,此后,由于数据链路连接具有检测、确认和重传功能,才使不太可靠的物理链路变成可靠的数据链路,进行可靠的数据传输当数据链路断开连接时,物理电路连接不一定跟着断开连接。

    2.数据链路层中的链路控制包括哪些功能?试讨论数据链路层做成可靠的链路层有哪些优点和缺点

    答:链路管理帧定界,流量控制,差错控制封装成帧将数据和控制信息区分开,透明传输,寻址可靠的

    链路层的优点和缺点取决于所应用的环境:对于干扰严重的信道,可靠的链路层可以将重传范围约束在局部链路,防止全网络的传输效率受损;对于优质信道,采用可靠的链路层会增大资源开销,影响传输效率。

    3.网络适配器的作用是什么?网络适配器工作在哪一层?

    答:网络适配器(即网卡)用来实现数据链路层和物理层这两层的协议的硬件和软件。能进行数据的串并转换,有存储芯片,能实现以太网协议。网络适配器工作在数据链路层和物理层。

    4.数据链路层的三个基本问题(帧定界、透明传输和差错检测)为什么都必须加以解决?

    答:帧定界是分组交换的必然要求透明传输避免消息符号与帧定界符号相混淆差错检测防止合差错的无效数据帧浪费后续路由上的传输和处理资源

    5.如果在数据链路层不进行封装成帧,会发生什么问题?

    答:如果在数据链路层不进行封装成帧,那么数据链路层在收到一些数据时,就无法知道对方传送的数据中哪些是数据,哪些是信息,甚至数据中有没有差错也不清楚(因为无法进行差错检测)。数据链路层也无法知道数据传送结束了没有,因此不知道应当什么时候把收到的数据交给上一层。
     

    6 PPP 协议的主要特点是什么?为什么 PPP 不使用帧的编号? PPP 适用于什么情况?为什么 PPP 协议不能使数据链路层实现可靠传输?

    答:PPP协议主要特点:简单,提供不可靠的数据报服务,检错,无纠错, 不使用序号和确认机制地址字段A 只置为 0xFF。地址字段实际上并不起作用。控制字段C 通常置为 0x03。 PPP 是面向字节的当 PPP 用在同步传输链路时,协议规定采用硬件来完成比特填充(和HDLC 的做法一样),当 PPP 用在异步传输时,就使用一种特殊的字符填充法

    为了简单,ppp协议不提供可靠服务

    PPP适用于线路质量不太差的情况下、

    PPP没有编码和确认机制

    7.要发送的数据为 1101011011。采用 CRC 的生成多项式是 P(X )=X^4+X+1 。试求应添加在数据后面的余数。数据在传输过程中最后一个 1 变成了 0,问接收端能否发现?若数据在传输过程中最后两个1 都变成了 0,问接收端能否发现?采用 CRC 检验后,数据链路层的传输是否就变成了可靠的传输?

    答:P(X)=(X的4次方)+X+1 = 10011.1101011011除以10011=1110(R)
    2.若最后两个成为0,则1101011000 1110 ,11010110001110除以10011=100 得余 100,不为0,故判断数据出错.
    3,采用crc检验后,收方将丢掉此数据,所以只采用crc检验而没有ppp重传机制,数据链路层的传输还不是可靠传输.

    8. 要发送的数据为 101110。采用 CRCD 生成多项式是 P(X) =X3+1。试求应添加在数据后面的余数。

    答:除数为1001 ,被除数为101110000,求得余数为011

    9. 一个 PPP 帧的数据部分(用十六进制写出)是 7D 5E FE 27 7D 5D 7D 5D 65 7D 5E 。试问真正的数据是什么(用十六进制写出)?

    因为进行了字节填充所以
    遇7E就转换成7D5E
    遇7D就在其后面插入5D
    有以上就可得知答案

    答:7E FE 27 7D 7D 65 7E

    10.PPP 协议使用同步传输技术传送比特串 0110111111111100。试问经过零比特填充后变成怎样的比特串?若接收端收到的 PPP 帧的数据部分是 0001110111110111110110,问删除发送端加入的零比特后变成怎样的比特串?

    答: 011011111 (0)11111(0) 00

          01101111111111000(5个1填0,零比特填充)

    11.试分别讨论一下各种情况在什么条件下是透明传输,在什么条件下不是透明传输。(提示:请弄清什么是 “透明传输 ”,然后考虑能否满足其条件。 

    (1)普通的电话通信。
    (2)电信局提供的公用电报通信。
    (3)因特网提供的电子邮件服务。

    答:(1)由于电话系统的带宽有限,而且还有失真,因此电话机两端的输入声波和输出声波是有差异的。在“传送声波”这个意义上讲,普通的电             话通信并不是透明传  输。但对“听懂说话的意思”来讲,则基本上是透明传输,但也有时个别语音会听错,如单个的数字1和7。这就不是              透明传输
    (2)一般说来,电子邮件是透明传输。但有时不是,因为国外有些邮件服务器为了防止垃圾邮件,对来自某些域名的邮件一律阻拦掉。这就不是          透明传输,有些邮的附件在收件人的电脑上打不开。这也不是透明传输。

    12.PPP 协议的工作状态有哪几种?当用户要使用PPP 协议和 ISP 建立连接进行通信需要建立哪几种连接?每一种连接解决什么问题?

    答:PPP协议的工作状态有:链路静止、链路建立、鉴别、网络层协议、链路打开、链路终止。

            当用户和ISP建立连接过程中,需要建立         的连接有:物理链路的连接、LCP链路的连接(解决LCP配置协商问题)、NCP链路的            连接(解决NCP配置协商问题)

    13.局域网的主要特点是什么?为什么局域网采用广播通信方式而广域网不采用呢? 
    答:局域网LAN是指在较小的地理范围内,将有限的通信设备互联起来的计算机通信网络 
    从功能的角度来看,局域网具有以下几个特点: 
    (1) 共享传输信道,在局域网中,多个系统连接到一个共享的通信媒体上。 
    (2) 地理范围有限,用户个数有限。通常局域网仅为一个单位服务,只在一个相对独立的局部范围内连网,如一座楼或集中的建筑群内,一般来说,局域网的覆盖范围越位10m~10km内或更大一些。 
    从网络的体系结构和传输检测提醒来看,局域网也有自己的特点: 
    (1) 低层协议简单 
    (2) 不单独设立网络层,局域网的体系结构仅相当于相当与OSI/RM的最低两层 
    (3) 采用两种媒体访问控制技术,由于采用共享广播信道,而信道又可用不同的传输媒体,所以局域网面对的问题是多源,多目的的连连管理,由此引发出多种媒体访问控制技术 
    在局域网中各站通常共享通信媒体,采用广播通信方式是天然合适的,广域网通常采站点间直接构成格状网。

    14.常用的局域网的网络拓扑有哪些种类?现在最流行的是哪种结构?为什么早期的以太网选择总线拓扑结构而不是星形拓扑结构,但现在却改为使用星形拓扑结构? 
    答:星形网,总线网,环形网,树形网 
    当时很可靠的星形拓扑结构较贵,人们都认为无源的总线结构更加可靠,但实践证明,连接有大量站点的总线式以太网很容易出现故障,而现在专用的ASIC芯片的使用可以讲星形结构的集线器做的非常可靠,因此现在的以太网一般都使用星形结构的拓扑。

    15.什么叫做传统以太网?以太网有哪两个主要标准? 
    答:DIX Ethernet V2 标准的局域网 
    DIX Ethernet V2 标准与 IEEE 的 802.3 标准

    16.数据率为10Mb/s的以太网在物理媒体上的码元传输速率是多少码元/秒? 
    答:码元传输速率即为波特率,以太网使用曼彻斯特编码,这就意味着发送的每一位都有两个信号周期。标准以太网的数据速率是10MB/s,因此波特率是数据率的两倍,即20M波特

    17.为什么LLC子层的标准已制定出来了但现在却很少使用? 
    答:由于 TCP/IP 体系经常使用的局域网是 DIX Ethernet V2 而不是 802.3 标准中的几种局域网,因此现在 802 委员会制定的逻辑链路控制子层 LLC(即 802.2 标准)的作用已经不大了。

    18.试说明10BASE-T中的“10”、“BASE”和“T”所代表的意思。 
    答:10BASE-T中的“10”表示信号在电缆上的传输速率为10MB/s,“BASE”表示电缆上的信号是基带信号,“T”代表双绞线星形网,但10BASE-T的通信距离稍短,每个站到集线器的距离不超过100m。

    19.以太网使用的CSMA/CD协议是以争用方式接入到共享信道。这与传统的时分复用TDM相比优缺点如何? 
    答:传统的时分复用TDM是静态时隙分配,均匀高负荷时信道利用率高,低负荷或符合不均匀时资源浪费较大,CSMA/CD课动态使用空闲新到资源,低负荷时信道利用率高,但控制复杂,高负荷时信道冲突大。

    20.假定1km长的CSMA/CD网络的数据率为1Gb/s。设信号在网络上的传播速率为200000km/s。求能够使用此协议的最短帧长。 
    答:对于1km电缆,单程传播时间为1/200000=5为微秒,来回路程传播时间为10微秒,为了能够按照CSMA/CD工作,最小帧的发射时间不能小于10微秒,以Gb/s速率工作,10微秒可以发送的比特数等于10*10^-6/1*10^-9=10000,因此,最短帧是10000位或1250字节长

                                                                

    21.什么叫做比特时间?使用这种时间单位有什么好处?100 比特时间是多少微秒?

    答:比特时间是发送一比特多需的时间,它是传信率的倒数,便于建立信息长度与发送延迟的关系比特时间 ”换算成 “微秒 ”必须先知道数据率是多少,如数据率是10Mb/s,则 100 比特时间等于 10 微秒。

    22.假定在使用CSMA/CD协议的10Mb/s以太网中某个站在发送数据时检测到碰撞,执行退避算法时选择了随机数r=100。试问这个站需要等待多长时间后才能再次发送数据?如果是100Mb/s的以太网呢? 
    答:对于10mb/s的以太网,以太网把争用期定为51.2微秒,要退后100个争用期,等待时间是51.2(微秒)*100=5.12ms 
    对于100mb/s的以太网,以太网把争用期定为5.12微秒,要退后100个争用期,等待时间是5.12(微秒)*100=512微秒

    .

    23  公式(3-3)表示,以太网的极限信道利用率与连接在以太网上的站点数无关。能否由此推论出:以太网的利用率也与连接在以太网的站点数无关?请说明你的理由。

    答:实际的以太网各给发送数据的时刻是随即的,而以太网的极限信道利用率的得出是

    假定以太网使用了特殊的调度方法(已经不再是CSMA/CD了),使各结点的发送不发生碰撞。

    24  假定站点A和B在同一个10Mb/s以太网网段上。这两个站点之间的传播时延为225比特时间。现假定A开始发送一帧,并且在A发送结束之前B也发送一帧。如果A发送的是以太网所容许的最短的帧,那么A在检测到和B发生碰撞之前能否把自己的数据发送完毕?换言之,如果A在发送完毕之前并没有检测到碰撞,那么能否肯定A所发送的帧不会和B发送的帧发生碰撞?(提示:在计算时应当考虑到每一个以太网帧在发送到信道上时,在MAC帧前面还要增加若干字节的前同步码和帧定界符)

    答:设在t=0时A开始发送,在t=(64+8)*8=576比特时间,A应当发送完毕。t=225比特时间,B就检测出A的信号。只要B在t=224比特时间之前发送数据,A在发送完毕之前就一定检测到碰撞,就能够肯定以后也不会再发送碰撞了如果A在发送完毕之前并没有检测到碰撞,那么就能够肯定A所发送的帧不会和B发送的帧发生碰撞(当然也不会和其他站点发生碰撞)。

     最小帧(数据部分)64字节,首部尾部总共8字节, 乘以8得出的是比特时间。
    二。你要知道B没有A的记忆数据,怎么知道RA,这样就不对。
    我也觉得这个T4+T2+Tau+Rb*Tau有问题,可以肯定这个是不对的
    以下是我的猜测:计算机规定了争用期为512, 检测时间为T2+512. 之所以没有用T2+2*225,是考虑到期间的信号碰撞造成的小时段的出现。这样做可以保证检测碰撞信息的时间富裕。

    有个小问题:A的检测时间怎么没有,可能和0有关,因为这个是最近的发送点,因此不用检测。

    25  在上题中的站点A和B在t=0时同时发送了数据帧。当t=255比特时间,A和B同时检测到发生了碰撞,并且在t=255+48=273(48为强化碰撞添加的字节数)比特时间完成了干扰信号的传输。A和B在CSMA/CD算法中选择不同的r值退避。假定A和B选择的随机数分别是rA=0和rB=1。试问A和B各在什么时间开始重传其数据帧?A重传的数据帧在什么时间到达B?A重传的数据会不会和B重传的数据再次发生碰撞?B会不会在预定的重传时间停止发送数据?

    答:t=0时,A,B开始传输数据;   
    t=225比特时间,A和B同时检测到发生碰撞;   
    t=225+48=273比特时间,完成了干扰信号的传输; 
      
    开始各自进行退避算法: 
    A: 因为rA=0,则A在干扰信号传输完之后立即开始侦听 
      
    t=273+225(传播时延)=498比特时间,A检测到信道开始空闲   
    t=498+96
    (帧间最小间隔)=594比特时间,A开始重传数据以太网帧间隙 https://blog.csdn.net/idealhunting/article/details/85062614
    -----第一问A的重传时间   

    t=594+225 (传播时延)=819比特时间,A重传完毕

    ----第二问A重传的数据帧到达B的时间   

    B: 因为rB=1,则B在干扰信号传输完之后1倍的争用期,即512比特时间才开始侦听   t=273+512=785比特时间,B开始侦听   
    若侦听空闲,则 t=785+96(帧间最小间隔)=881比特时间,B开始重传数据   
    若侦听费空闲,则继续退避算法 
      又因为t=819比特时间的时候,A才重传数据完毕,所以B在785比特时间侦听的时候,肯定会侦听信道非空闲,即B在预定的881比特时间之前侦听到信道忙, 
      
    所以,第四问的答案:B在预定的881比特时间是停止发送数据的. 
      即第三问A重传的数据不会和B重传的数据再次发生碰撞

    26  以太网上只有两个站,它们同时发送数据,产生了碰撞。于是按截断二进制指数退避算法进行重传。重传次数记为i,i=1,2,3,…..。试计算第1次重传失败的概率、第2次重传的概率、第3次重传失败的概率,以及一个站成功发送数据之前的平均重传次数I。

    答:将第i次重传失败的概率极为Pi,显然Pi=0.5的k次幂,k=min[i,10];
    故第一次重传失败的概率是P1=0.5,第二次重传失败的概率是P2=0.25,第三次重传失败的概率是P1=0.125,P[传送i次成功]=P[第1次传送失败]P[第2次传送失败]P[第3次传送失败]...P[第i-1次传送失败]P[第i次传送成功]
    求{P[第i次传送成功]}的统计平均值,得出平均重传次数为1.637

    27  假定一个以太网上的通信量中的80%是在本局域网上进行的,而其余的20%的通信量是在本局域网和因特网之间进行的。另一个以太网的情况则反过来。这两个以太网一个使用以太网集线器,而另一个使用以太网交换机。你认为以太网交换机应当用在哪一个网络?

    答:集线器为物理层设备,模拟了总线这一共享媒介共争用,成为局域网通信容量的瓶颈。交换机则为链路层设备,可实现透明交换局域网通过路由器与因特网相连当本局域网和因特网之间的通信量占主要成份时,形成集中面向路由器的数据流,使用集线器冲突较大,采用交换机能得到改善。       当本局域网内通信量占主要成份时,采用交换机改善对外流量不明显

    28  有10个站连接到以太网上。试计算一下三种情况下每一个站所能得到的带宽。(1)10个站都连接到一个10Mb/s以太网集线器;(2)10个站都连接到一个100Mb/s以太网集线器;(3)10个站都连接到一个10Mb/s以太网交换机。

    答:(1)10个站都连接到一个10Mb/s以太网集线器:10mbs      (2)10个站都连接到一个100mb/s以太网集线器:100mbs(3)10个站都连接到一个10mb/s以太网交换机:10mbs

    29  10Mb/s以太网升级到100Mb/s、1Gb/S和10Gb/s时,都需要解决哪些技术问题?为什么以太网能够在发展的过程中淘汰掉自己的竞争对手,并使自己的应用范围从局域网一直扩展到城域网和广域网?

    答:技术问题:使参数a保持为较小的数值,可通过减小最大电缆长度或增大帧的最小长度在100mb/s的以太网中采用的方法是保持最短帧长不变,但将一个网段的最大电缆的度减小到100m,帧间时间间隔从原来9.6微秒改为现在的0.96微秒吉比特以太网仍保持一个网段的最大长度为100m,但采用了“载波延伸”的方法,使最短帧长仍为64字节(这样可以保持兼容性)、同时将争用时间增大为512字节。并使用“分组突发”减小开销10吉比特以太网的帧格式与10mb/s,100mb/s和1Gb/s以太网的帧格式完全相同吉比特以太网还保留标准规定的以太网最小和最大帧长,这就使用户在将其已有的以太网进行升级时,仍能和较低速率的以太网很方便地通信。由于数据率很高,吉比特以太网不再使用铜线而只使用光纤作为传输媒体,它使用长距离(超过km)的光收发器与单模光纤接口,以便能够工作在广

    30  以太网交换机有何特点?用它怎样组成虚拟局域网?

    答:以太网交换机则为链路层设备,可实现透明交换虚拟局域网 VLAN 是由一些局域网网段构成的与物理位置无关的逻辑组。这些网段具有某些共同的需求。虚拟局域网协议允许在以太网的帧格式中插入一个 4 字节的标识符,称为VLAN 标记 (tag),用来指明发送该帧的工作站属于哪一个虚拟局域网。

    31  网桥的工作原理和特点是什么?网桥与转发器以及以太网交换机有何异同?

    答:网桥工作在数据链路层,它根据 MAC 帧的目的地址对收到的帧进行转发网桥具有过滤帧的功能。当网桥收到一个帧时,并不是向所有的接口转发此帧,而是先检查此帧的目的 MAC 地址,然后再确定将该帧转发到哪一个接口转发器工作在物理层,它仅简单地转发信号,没有过滤能力以太网交换机则为链路层设备,可视为多端口网桥

     

    34.第一问:传播时延为电缆总长度除以传播速率得4us,加上四个转发器的80比特时延(即80bit/100Mbit/s=0.8us)总共4.8us。
    第二问:当2.4us时在电缆中间发生碰撞,4.8us时AB各收到碰撞信息。A立即停止发送数据并等待一个端到端的传播时间(即等信道清空)。然后因A退避零个争用期故直接发送数据当A最后一个数据到达B时总共花费4.8us+4.8us+15us+4.8us=29.4us
    第三问:数据到达交换机要进行存储转发,即每个交换机发送一次数据,所以一共发送了五次数据,即发送时延为5*15us。而在链路上传播时延为4us+交换机额外产生的80bit时延。共79.8us。

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  • 对于数据链路层的基本功能——成帧及成帧的多种方式、差错控制编码(CRC、海明码等)、介质访问控制(争用协议、无冲突协议、有限争用协议)进行了较为详尽的介绍。对于局域网的概述以及几种常见的局域网(以太网、...

    目录:

    一、数据链路层概述:

    基本功能:

    服务:

    二、成帧:

    基本介绍:

    常用的成帧方式:

    三、差错控制:

    基础知识介绍:

    简单的差错控制编码:

    循环冗余码(CRC):

    海明码:

    四、介质访问控制(MAC):

    争用协议:

    无冲突协议:

    有限争用协议:

    五、局域网:

    局域网概述:

    逻辑链路控制子层(LLC):

    以太网:IEEE 802.3

    令牌环网:IEEE 802.5

    无线局域网WLAN:IEEE802.11

    虚拟局域网VLAN:

    六、数据链路层协议:

    PPP协议:


    一、数据链路层概述:

    数据链路层是介于物理层和网络层之间的功能层次,基本功能是——将物理层提供的原始比特流的物理连接改造成为逻辑上无差错的数据传输链路向网络层提供透明的、可靠的数据传输服务换句话说就是:对下将物理转换为逻辑,对上提供相应的服务!

    为了实现上面描述的基本功能,将数据链路层的主要功能分成四个板块——成帧、差错控制、流量控制链路管理(后面会详细讲解,此处简述以构建知识体系!)。

    基本功能:


    服务:

     

    一般,数据链路层会提供以下3种可能的服务!

     

    无确认的无连接服务:(大多数局域网在数据链路层都会使用该服务)

    • 事先不需建立逻辑连接,事后也不用释放逻辑连接。
    • 如果由于线路的噪声而造成了某一帧的丢失,也不试图去检测,更不会去恢复

    两种适用场合:错误率很低的场合,差错控制留给上层;实时通信,如语音传输,因为在语音传输中延迟比数据受损更糟糕。

     

    有确认的无连接服务:

    • 数据链路层仍然没有使用逻辑连接,但其发送的每一帧都需要单独确认
    • 发送方可知一个帧是否正确到达目的地,如果一个帧在指定的时间间隔没有到达,则发送方再次发送该帧

    适用场合:适用于不可靠的信道,如无线系统 802.11(WiFi)。

     

    有确认的有连接服务:

    • 传输任何数据前,都要先建立一个连接,连接上发送的每一帧都被编号,数据链路层确保发出的每个帧都被正确顺序、正确、不重复地收到。
    • 在该服务中,数据传输都要经历三个阶段:连接建立、数据传输和连接释放。

    适用场合:长距离且不可靠的链路,譬如:卫星通信、电话通信。这时如果采用有确认的无连接服务,丢失了确认可能导致一个帧被收发多次,因而浪费带宽。

     

    二、成帧:

    基本介绍:

    什么是成帧?

    将数据组合成数据块(又称为帧,是数据链路层的传输单位),即成帧。

    • “帧”是数据链路层的基本处理单位。

     

    为什么要用“帧”?

     

    数据链路层接收到的比特流不能保证没有错误接收到的比特个数可能小于、等于或者多于发送的比特数量,检测错误和纠正错误(如有必要)的工作是数据链路层的工作。

    数据链路层将比特流分解成离散的帧,并且计算每一帧的校验和,并且将校验和作为帧的一部分发送出去。接收方在在接收数据帧的同时计算校验和,并和送过来的校验和进行比较,从而检测帧在传送的过程中是否发生了错误。


    常用的成帧方式:

    字节计数法:

    原理:利用头部的一个域来指定该帧中的字节数,该域被称为计数字段。当目的主机的数据链路层接收到这个字节计数值的时候就知道后面跟随的字节数了,从而确定帧结束的位置

    字节计数法

    优点:利用计数字段来确定帧的终止边界,使得数据不会和其他的信息混淆,所以不用采取其他的措施就可实现数据的透明传输,任何数据可以不受限制的进行传输。

    缺点:一旦计数字段的值出错,就会使得帧边界识别错误(如下图)。

    实际应用:

    • 美国DEC公司的数字数据通信报文协议(DDCMP) 
    • 即使校验和不正确,接收方知道该帧已经被损坏,它仍然无法知道下一帧从哪里开始,失去帧同步,因此,字节技术方法本身很少被使用。

     

    使用字符填充的首尾界定法:

    原理:考虑到了出错之后的重新同步问题,让每个帧用一些特殊的字符作为开始和结束

    • 特定的字符来定界一帧的开始与结束。
    • 帧内数据是由若干个字符组成的数据块。
    使用控制字符进行帧定界

    但是这种方法会出现一个问题——如果特殊字符是我们传输数据的一部分就会引起识别失误

    针对这个问题,我们采取字节填充的方法解决,在数据部分出现的特殊字符前面填充一些特殊的字节,如下图中的转义字符ESC。在转义字符ESC后面的特殊字符EOT将不会看作帧的开始结束字符。

    缺点:和特定的字符编码集关系过于密切,不利于兼容;字节填充软硬件实现困难,依赖于所采用的字符编码集 。

     

    使用比特填充的首尾标志法:

    原理:一组特定的比特模式(如:01111110)来标志数据帧的开头和结束

    但是这样会出现一个问题——如果数据段传输的数据刚好有01111110这一段咋办?

    所以发送方在传输的数据段中碰到 5 个连续的 1 时,就自动在其后面填充一个 0 ;在接收方接收数据时,每收到连续的 5 个 1 就删除后面跟着的 0 。

    优点:

    • 不依赖于字符编码集。
    • 比特填充的方法由硬件实现较方便,可用于双向同时通信。
    • 可连续发送而不必停等确认,数据速率较高。
    • 能实现各种较完善的控制功能。

    正是因为这些优点,使用比特填充的首尾标记法得到了广泛的使用!

    实际应用:IBM公司在20世纪70年代初提出的面向比特的同步数据链路控制SDLC (Synchronous Data Link Control)规程。

    SDLC规格帧格式

     

    违规编码法:

    原理:(个人理解:把用不上的编码做边界!)

    • 比特编码成信号通常包括一些冗余比特,这种冗余意味着这种冗余不会出现在常规数据中。
    • 可以利用这些保留的信号来指示帧的开始和结束。
    • 借用违规编码序列来定界帧的起始与终止,不需要任何填充技术,便能实现透明性。

    缺点:但只适用于存在冗余编码的环境。

     

    许多数据链路协议为了安全起见综合使用了上面介绍的这些成帧方法!

     

    三、差错控制:

    基础知识介绍:

    什么是差错控制?

    信号在物理信道传输的过程中,可能会由于各种原因造成信号失真,从而实现数据传输错误,因此通信系统必须能检测差错,并且采取措施纠正它。这种用于对差错进行检测与纠正的技术差错控制

    差错控制常用的方法及其工作机制:

    ——差错控制最为常用的方法就是差错控制编码

    ——差错控制机制的工作过程包括发送方的差错控制编码过程接收方的校验过程

    ——发送方要发送给接收方的数据被称为信息位,为了让接收方进行差错校验而附加的位被称为冗余位包含信息位和冗余位的数据单位被称为码字

    ——发送方通过差错控制编码机制产生冗余位,然后将对应的码字发送到信道上。接收方的校验是指收到码字之后,检查信息位和冗余位之间的关系是否满足差错控制编码规则,从而判断传输过程中是否有差错发生。

     

    当接收方检测到差错时有两种处理策略:自动请求重发(ARQ)和前向纠错(FEC)。

     

    自动请求重发(ARQ):接收方设法通知发送方重发,直到收到正确的码元为止。

    • 使用这种机制必须有双向通道才能够将差错信息反馈至发送方,同时发送方还要预设缓冲区来存放已经发送出去的数据,以便在出现差错时重发。

    前向纠错(FEC):接收方不但能发现差错,而且能自动确定码元发生错误的位置,从而加以纠正。

     

    为了实现上述相应的功能,将差错控制编码分为两种:检错码和纠错码。

     

    检错码:指能发现差错的编码。运用于ARQ中。

    纠错码:指不仅能发现差错还能纠正差错的编码。运用于FEC中。

     

    为了让接收方进行差错校验而附加的位被称为冗余位,一般来讲冗余位越多,就更加能检错纠错,但是凡事都有一个上限,物极必反;因此我们引入编码效率来衡量。

     

    编码效率R:衡量差错控制编码性能的一个重要参数,它是传输码字中信息位和码字长度的比值

    ——若码字中的信息位为 k 位,编码时外加的冗余位为 r 位,则码字的长度为 k+r ,此时的编码效率为:R = \frac{k}{k+r}

    ——R 越大,则信道中用于传送信息码元的有效利用率就越多。


    简单的差错控制编码:

    奇偶校验码:

    ——发送方:附加1位冗余位,使码字中“1”的个数保持为奇数或偶数

    ——接收方:根据所收到的码字中“1”的个数是奇数或偶数判别是否有传输差错。

    ——特点:

    • 能够检测出奇数位错。(个人理解:偶数个位的错误对于冗余位产生的影响就相互抵消了。)

    • 适用于这样的信道:其上发生的错误是孤立的。如:典型局域网链路的误码率大约为10-10

    ——缺点:单个校验位只能可靠地检测出奇数位错误。如果数据块因一个长的突发错误造成严重乱码,那么被检测出来的概率只有0.5,显然难以接受。

    ——冗余位取值举例:“1”的数目也要加上冗余位来看。

     

    奇偶校验码是一种检错码;在实际使用的时候又分为垂直奇偶校验码、水平奇偶校验码和水平垂直校验码;下面我将对其一一介绍!

     

    垂直奇偶校验码:

    ——又称为纵向奇偶校验码,它是要将发送的整个信息分为定长 p 位若干段(例如下图中的 q 段);每一段的后面按照 1 的个数为奇数或者偶数的规律加上一位奇偶校验码

    垂直奇偶校验

    ——逐位发送的顺序为(I11、I21、... ...、Ipi、r1、I12、I22、... ...、Ip2、r2、... ...、I1q、I2q、... ...、Ipq、rq)

    ——发送方可以边发送边产生冗余位,接收方可以在边接受边进行校验后去掉校验和

    ——垂直奇偶校验码的编码效率R = p/(p+1),这种校验和能检测出每一列中的奇数位错误,对于突发错误来说,该方式对于差错的漏检率接近50%,因为奇数位错和偶数位错发生的概率是一样的。

     

    为了应对突发错误的漏检率,我们又引入了水平奇偶校验码!

     

    水平奇偶校验码:

    ——又称为横向奇偶校验码,是对于每个信息段的相应位进行横向编码,产生一个奇偶校验冗余位。

    水平奇偶校验码

    ——水平奇偶校验码的编码效率R = p/(p+1),可以检测出各段同一位的奇数位错突发长度小于等于 p 的所有突发错误,漏检率比垂直奇偶校验码低,但是其编码和实现更为复杂。

    ——(个人理解:相当于将每一行数据作为一组配置一个冗余位用于奇偶校验,但是原始数据是一列一列进行切割的,所以这种方式有效的缓解了突发错误下错误位过于集中的问题,将它们撕裂开来分到每一行中进行校验,这样漏检率就大为降低了,但是校验的数据因此就跳跃式获取了,增加了校验的难度。)

     

    将上述两种编码方式结合起来就成为了水平垂直奇偶校验!

     

    水平垂直奇偶校验:

    ——同时进行水平奇偶校验和垂直奇偶校验。

    水平垂直奇偶校验

    ——水平垂直奇偶校验的编码效率为R=pq/[(p+1)(q+1)]。(个人理解:算一下面积就知道了!)

    ——水平垂直奇偶校验可以检测出3位或者3位以下的错误奇数位错突发长度<=p+1的突发错误以及部分偶数位错误

    ——该编码方式不仅仅可以检错还可以纠正部分错误。例如:当数据块中仅存在1位错误时,便可以确定错误的位置,从而可以纠正它。(个人理解:通过横纵冗余位形成类似于坐标轴的作用!)

     

    定比码:

    定义:定比码是指每个码字中均含有相同数目的 1

    原理:由于 1 的数目固定,所以码字中 0  的数目也保持不变;因此每个码字中 1 的个数与 0 的个数之比保持恒定;因此被称为定比码。若n位码字中“1”的个数恒定为m,还可称“n中取m码”。

    检错方法及其检错类型:在这种码中只要计算接收码字中 1 的数目就知道是否有错。能检测出全部奇数位错以及部分偶数位错(为什么说部分呢?譬如刚好有一个 1 变成了 0,一个 0 变成了 1,这个错误就检测不出来了!)。

    编码效率:R = \frac{log_{2}C_{n}^{m}}{n}( n 位码字中 1 的个数恒为 m ,则总共有C_{n}^{m}种码字。)

    应用场合:在国际无线电报通信中,广泛采用7中取3定比码。共有35种码字,分别代表26个英文字母和其他符号。

     

    正反码:

    编码规则:

    • 冗余位与信息位位数相同
    • 信息位中“1”的个数是奇数时,冗余位与信息位完全相同
    • 信息位中“1”的个数是偶数时,冗余位与信息位完全相反即为信息位的反码
    编码举例

    接收方校验:

    先将接收码字中的信息位和冗余位按位串加(其实就是按位亦或),得到一个合成码组, 进而由合成码组产生校验码组, 然后按照校验码组中“1”的个数进行检错及纠错

    • 接收码字信息位 1 的个数为奇数,则取合成码组为校验码组

    • 接收码字中信息位 1 的个数为偶数,则取合成码组的反码做为校验码组

    正反码差错检测表(信息位为5位)
    校验码组差错情况
    全 0 无差错
    4个1,一个0信息位中有一位错,其位置对应校验码组中 0 的位置
    4个0,一个1 冗余位中有一位错误,其位置对应于校验码组中 1 的位置
    其他情况差错在两位或两位以上

    举例说明:

    发送方发送的信息位为01011,采用正反码产生冗余位:

    若接收方收到的码字为:0101101011,则校验码组为:00000,则说明在传输过程中未发生差错

    若接收方收到的码字为:0101100011,则校验码组为:01000,通过上面的表可以知道在传输过程中出现了一位错,并知道其错误位置进行加以纠正

     

    但是采用正反码也存在着误检和漏纠的现象!

     

    譬如对于上述发出的信息编码0101101011,如果接收方接受到的码字为:1101011010,此时计算出的校验码组为:00000,会被误认为无错;当接收方接收到的码字为:1101011011,此时计算出的校验码组为:00001,会判断出最后一位出现了错误并加以纠正,但事实是冗余位出现了差错,信息为并未出现差错,这就出现了误纠现象。

    编码效率:正反码的编码效率为50%一般用于信息位较短的场合,是一种简单的纠错码。


    循环冗余码(CRC):

    又称为多项式编码,将任何一个由二进制位串组成的编码,与一个只含有0和1两个系数的多项式建立一一对应关系。如:位串1010111对应的多项式为X^{6}+X^{4}+X^{2}+X+1;多项式X^{5}+X^{3}+X^{2}+X^{1}+1对应的位串为101111。

    多项式的算术运算采用代数域理论的规则。以2为模来完成,即加法没有进位,减法没有借位,模2加法和模2减法都等同于亦或运算。

    运算样例

    CRC编码原理:

    使用CRC时,发送方和接收方必须预先商定一个生成多项式G(X),发送方编码和接收方校验都是利用预先商定的生成多项式来得到。假设G(X)的阶为r,发送方要发送的信息位为k位,CRC的基本思想就是在信息位的尾部追加一个r位的冗余位,使得信息位与冗余位构成的码字所对应的多项式能够被G(X)除尽。当接收方收到码字之后,用G(X)去除对应的码字,如果有余数则表示传输过程中有错误。

     

    CRC具体编码过程:

    ①收发双方预先商定一个生成多项式G(X),最高次数为r。——>②将发送方要发送的信息位转换为对应的多项式K(X)。——>③G(X)去除X^{r}K(X)得到的余式就是冗余位对应的多项式R(X)。——>④发送的码字(信息位+冗余位):T(X)=X^{r}K(X)+R(X)。

     

    CRC编码举例说明:

    发送方要发送的信息位为:1010001,对应的多项式K(X)=X^{6}+X^{4}+1,生成多项式为G(X)=X^{4}+X^{2}+X+1;由此可知冗余位的位数为 r =4,因此X^{r}K(X)=X^{10}+X^{8}+X^{4}(10100010000)。

    G(X)去除X^{r}K(X):

    通过除法运算可知,R(X)=1101;故发送的码字(信息位+冗余位):T(X)=X^{r}K(X)+R(X)=101002^{-r}011101。

     

    CRC的相关重要性质:

    ①G(X)含有X+1的因子,则能检测出所有的奇数错误。

    ②若G(X)中不含有X的因子,换句话说,G(X)中含有常数项1,那么能检测出所有突发长度\leqslant r的突发错误。

    ③若G(X)中不含有X的因子,而且对于任何0< e\leqslant n-1的e,除不尽X^{e}+1,则能检测出所有的双错。

    ④若G(X)中不含有X的因子,则对于突发长度为r+1的突发错误的漏检率为2^{-(r-1)}

    ⑤若G(X)中不含有X的因子,则对于突发长度b\geqslant r+1的突发错误的漏检率为2^{-r}


    海明码:

    什么是海明校验码?

    由Richard Hamming于1950年提出、还被广泛采用的一种很有效的校验方法,是只要增加少数几个校验位,就能检测出二位同时出错、亦能检测出一位出错并能自动恢复该出错位的正确值的有效手段,后者被称为自动纠错。

    它的实现原理,是在k个数据位之外加上r个校验位,从而形成一个k+r位的新的码字,使新的码字的码距比较均匀地拉大。把数据的每一个二进制位分配在几个不同的偶校验位的组合中,当某一位出错后,就会引起相关的几个校验位的值发生变化,这不但可以发现出错,还能指出是哪一位出错,为进一步自动纠错提供了依据。(来源百度百科)

    简单地说:海明校验码是一种能够纠正一位错误检测两位错误并且能够自动恢复出错位的校验码。

     

    编码原则:

    假设数据位的位数为 k 位,校验位数为 r 位,在编制海明码的时候,需要满足海明不等式:2^{r}\geqslant k+r+1。也可以理解为信息位为k位,增加r位冗余位,构成一个n=k+r位的码字,则海明不等式又可以表达为:2^{r}\geqslant n+1

    在海明不等式——2^{r}\geqslant k+r+1中,1是表示用其中的一个状态信息表示没有发生错误,其余的状态信息用于指出错误并且发生在哪一位,又因为检验位也可能发生错误,所以是 k+r 个。(在这里讲明一下,因为海明校验码在设计之初就是能够发现并纠正一位错误,所以你在看这个不等式时要带着发生一位错误的角度去看待!

    数据位和校验位的对应关系表:

    信息码位数

    1

    2~45~1112~2627~5758~120
    校验码位数234567

     

    海明码编制的基本规则:

    假设海明码的最高位的位号为m,最低位号为1,海明码为Hm Hm-1 ··· H1。海明码的编码规则如下:

    (1)校验位与数据位个数之和为m,每个校验位Pi在海明码中被分在位号为2^{i-1}的位置上,其余各位为数据位Di,并按照从低到高逐位依次安排各个数据位。

    (2)海明码的每一位码(包括数据位和校验位本身)由多个校验位进行校验,其关系是被校验的每一位位号要等于校验它的各校验位的位号之和。

    (3)在增大合法码的码距时,使得所有的码距尽量均匀的增大,以保证对所有码的验错能力平衡提高。

     

    那么什么是码距呢?

     

    码距:任何一种编码都是由码字构成的,任何两个码字之间最少变化的二进制位数,被称为“数据校验码的码距”。

    ——码距大于等于二的数据校验码,才开始具有检错能力。码距越大,检错纠错能力就越强,但是无论怎么变化,检错能力总是大于等于纠错能力的。

     

    举例说明:为一个8位的二进制数编海明码。

    解:根据海明码不等式2^{r}\geqslant k+r+1,在这个题目中数据位数k=8,所以校验位数r=5,所以海明码的位数为k+r=13。

    海明码:H_{13}H_{12}H_{11}H_{10}H_{9}H_{8}H_{7}H_{6}H_{5}H_{4}H_{3}H_{2}H_{1}

    根据规则一:校验位与数据位个数之和为m,每个校验位Pi在海明码中被分在位号为2^{i-1}的位置上,其余各位为数据位Di,并按照从低到高逐位依次安排各个数据位。

    根据该规则可知,校验位Pi应当放置在1,2,4,8,16的位置上,但是由于海明码一共才13位,所以本应该放置在第16位置上的校验位实际放置在第13位上。

    H_{13}H_{12}H_{11}H_{10}H_{9}H_{8}H_{7}H_{6}H_{5}H_{4}H_{3}H_{2}H_{1}各位对应为——>P_{5}D_{8}D_{7}D_{6}D_{5}P_{4}D_{4}D_{3}D_{2}P_{3}D_{1}P_{2}P_{1}

    根据规则二:海明码的每一位码(包括数据位和校验位本身)由多个校验位进行校验,其关系是被校验的每一位位号要等于校验它的各校验位的位号之和。

    出错的海明码号和校验位位号的关系:

    海明码位号

    数据位校验位

    参与校验的校验位位号

    被校验位的海明码位号=校验位位号之和

    H1

    P1

    1

    1=1

    H2

    P2

    2

    2=2

    H3

    D1

    1,2

    3=1+2

    H4

    P3

    4

    4=4

    H5

    D2

    1,4

    5=1+4

    H6

    D3

    2,4

    6=2+4

    H7

    D4

    1,2,4

    7=1+2+4

    H8

    P4

    8

    8=8

    H9

    D5

    1,8

    9=1+8

    H10

    D6

    2,8

    10=2+8

    H11

    D7

    1,2,8

    11=1+2+8

    H12

    D8

    4,8

    12=4+8

    H13

    P5

    13

    13=13

    通过观察上面的表格,我们可以发现,5个校验位只与本身有关,数据位则与多个校验位有关。D1由P1和P2校验、D3由P2和P4校验... ...

    • P1校验D1、D2、D4、D5、D7

    • P2校验D1、D3、D4、D6、D7

    • P3校验D2、D3、D4、D8

    • P4校验D5、D6、D7、D8

    其中D4和D7都出现了三次,其余的数据位置出现了两次,这就说明对于每一个数据位的校验能力是不均衡的(不符合规则三的要求),为了平衡一下,因此我们增添P5。

    • P5校验D1、D2、D3、D5、D6、D8

     

    就此我们可以得出一个结论:当一位数据位Di发生变化时,必将引起三个校验位Pi的变化,即合法的海明码的码距都为4。

     

    根据上面的校验关系,我们写出校验位的偶校验方程

    那么什么是偶校验呢?

    奇偶校验码:

    ——发送方:附加1位冗余位,使码字中“1”的个数保持为奇数或偶数

    ——接收方:根据所收到的码字中“1”的个数是奇数或偶数判别是否有传输差错。

    所以偶校验就是附加1位冗余位,使得码字中“1”的个数保持偶数个。奇校验就是附加一位冗余位,使得码字中“1”的个数保持奇数个。 

    偶校验方程:(⊕为异或符号(其实这里取巧了,因为当“1”的个数是偶数个时,经过异或运算之后结果就为0了。)

    • P1=D1⊕D2⊕D4⊕D5⊕D7
    • P2=D1⊕D3⊕D4⊕D6⊕D7
    • P3=D2⊕D3⊕D4⊕D8
    • P4=D5⊕D6⊕D7⊕D8
    • P5=D1⊕D2⊕D3⊕D5⊕D6⊕D8

     

    那么我要是进行奇校验,那怎么书写奇校验方程呢?

     

    在原方程的基础上加上一个⊕1就好了,譬如上面的P1就变成了P1=D1⊕D2⊕D4⊕D5⊕D7⊕1。

     

    你要是觉得这个花里胡哨, 那来一点实在一点的,直接按照奇偶校验的原理来求解校验位的取值!

     

    假设要传送的数据为:10110110,那么:

    • P1校验D1、D2、D4、D5、D7

    • P2校验D1、D3、D4、D6、D7

    • P3校验D2、D3、D4、D8

    • P4校验D5、D6、D7、D8

    P1对应的校验数据为01010(75421),如果是偶校验,01010中“1”的数目为偶数个,所以P1=0;如果是奇校验,01010中“1”的数目为偶数个,所以为了凑足奇数个,所以P1=1。

    P3对应的校验数据为1011(8432),如果是偶校验,1011中“1”的数目为奇数个,所以为了凑足偶数个,所以P3=1;如果是奇校验,1011中“1”的数目为奇数个,所以P3=0。

     

    接下来看看海明码如何进行检错和纠错的!

     

    检错和纠错机制:

    假设发送端发送的数据为D8~D1,海明校验位的取值就是P1、P2、P3、P4、P5,;在数据接收端,接收到的海明校验码为P_{1}^{`}  P_{2}^{`}  P_{3}^{`}  P_{4}^{`}  P_{5}^{`}

    令:S1=P_{1}^{`}  ⊕P1、S2=P_{2}^{`}  ⊕P2、S3=P_{3}^{`}  ⊕P3、S4=P_{4}^{`}  ⊕P4、S5=P_{5}^{`}  ⊕P5。

    • 当S1~S5全为零时,表示无错。(因为S1~S5都为零,表示P_{1}^{`}  ~P_{5}^{`}  和P1~P5完全相同;说明接收端和发送端的数据完全一样,没有发生错误。)

    • 当S1~S5中仅有一位不为0时,说明有一个校验位出错。

    • 当两位不为零时,表示两位海明码出错。

    • 当三位不为零时,表明一个数据位出错。出错的海明码位号由S4~S1四位的编码值得出。(因为一个数据位的变化必将引起三个校验位的变化,所以当三位不为零时,就表明一定有一个数据位出错了。)

    • 当中有4位或5位不为0时,表明出错情况严重,系统可能出现故障,应该检查系统硬件的正确性。

     

    举例说明:如果要传送的数据为:10110110,请编写海明码。

    根据校验方程求得:P1=0,P2=0,P3=1,P4=1,P5=1;所以,海明码为1101110111000

    假设在传送过程中发生了错误,接收方接收到得数据为10111110,D4位由0变成了1,发生了错误,根据校验方程,求得:

    P_{1}^{`}  =1、P_{2}^{`}  =1、P_{3}^{`}  =0、P_{4}^{`}  =1、P_{5}^{`}  =1;因此求得S1=1、S2=1、S3=1、S4=0、S5=0。

    由于S1~S5中有3个不为零,由此可以判断有一个数据位出现了错误;又因为S4~S1的编码为0111,说明第7位海明码出错,也就是D4出错了。

     

    四、介质访问控制(MAC):

    首先应该知道的是,从传输技术上来讲,计算机网络链路可以分为两大类:

    在广播网络中,所有的网络结点共享一个通信信道,每个结点发出的消息都可以被所有的其他结点所接收。但是在广播网络中存在着信道争用问题,如果有两个或者多个网络结点同时发送数据,则数据信号会在信道中发生碰撞,导致数据发送失败,这个过程被称为冲突

    信道争用产生的碰撞会导致数据传输失败信道利用率降低,严重情况下将可能无法进行通信,因此在所有的广播网络中都需要面对和解决的一个关键性问题就是:当信道使用存在竞争时,如何分配信道的使用权。

    广播信道又被称为多路访问信道或者随机访问信道,通信信道又被称为介质,网络结点使用信道进行通信被称为介质访问,因此协调各个网络结点的行为、决定广播信道使用权的协议就被称为介质访问控制协议。在广播网中,对于不同的传输介质、不同的网络拓扑结构,所采用的介质访问控制协议也不尽相同。因此在数据链路层专门设计了一个介质访问控制(MAC)子层用于实现广播网中的信道分配,解决信道争用问题点到点网络中没有MAC子层的概念

     

    广播信道的分配策略主要包括静态分配策略和动态分配策略两大类。

    静态分配策略:

    包括时分多路复用和同步时分多路复用。预先将频带或时隙固定地分配给多个网络结点,各结点都有自己专用的频带或时隙,彼此不干扰适用于网络结点数目少,且每个结点都有大量数据要发送的场合;这个时候采用静态分配策略控制简单而且信道的使用效率高。

    但是对于大部分计算机网络来说,结点的数量众多而且不固定,随时可能会有结点的加入或退出网络,同时结点间的数据传输也具有突发性的特点;此时如果采用静态分配策略进行信道分配,既不容易实现,信道的利用率也比较低,这个时候应当采用动态分配策略。

    动态分配策略:

    包括随机访问和控制访问,本质上属于异步时分多路复用。各个站点当且仅当有数据需要发送时,才占用信道进行数据传输。

    • 随机访问(又称为争用):各网络节点在发送前不需要申请信道的使用权,有数据就发送,发生冲突后再解决。适用于负载较轻的网络,其信道的利用率一般不高,但是网络延迟时间较短。

    • 控制访问(又分为轮转和预约):发送数据前首先获得信道的使用权,然后发送,无冲突。轮转是每个网络结点轮流获得信道的使用权,没有数据发送的结点将使用权传给下一个结点;预约是各个网络结点首先声明自己有数据需要发送,然后根据声明的顺序依次来获得信号的使用权。当网络负载较重的时候,采用控制访问可以获得很高的信道利用率。

     

    目前已经有很多的介质访问协议,根据其工作原理和采用的广播信道使用权分配算法的不同,可以将其划分为三类:争用协议、无冲突协议、有限争用协议。


    争用协议:

    常见的争用协议有ALOHA协议和载波监听多路访问协议(CSMA)。

    ALOHA:纯ALOHA和时分ALOHA

    ALOHA系统有两种版本:纯ALOHA和时分ALOHA。两者之间的区别在于是否将时间分为离散的时隙。纯ALOHA系统中时间是连续的,不需要全局时间同步;时分ALOHA系统中时间是离散的,必须进行时间同步

    纯ALOHA:

    • 基本思想:任何用户有数据发送就可以发送;用户通过监听信道来获知是否产生冲突;若发现冲突,等待一段随机时间后重新发送

    ——为什么是一段随机的时间呢?因为不是随机的话,重新发送的帧又可能撞到一起了,随机的时间可以大大降低这样的概率。

    ——值得注意的是只要有两个网络结点同时使用信道进行发送数据就会产生冲突,并且破坏所发送的数据帧的内容;哪怕只有一个二进制位相重叠,两帧也都会遭受破坏,帧的校验和区分不了信息是全部丢失还是部分丢失,所以只要信息遭受到一点点破坏,都要作为坏帧处理进行重发
     

    • 常用衡量参量:

    ——帧时(Frame Time):发送一个标准长度的帧所需要的时间
    ——吞吐量S:单位帧时系统成功发送新的数据帧的平均数量0\leqslant S\leqslant 1,当S=1时是最好的情况,此时帧一个接着一个发送出去,帧与帧之间没有空隙,信道的利用率最充分,但是这个极值是不可能达到的,但是可以利用S接近1的程度来衡量新到的利用率是否充分。
    ——网络负载G:在单位帧时内系统发送的所有数据帧的平均数量,包括新产生的帧和因冲突而重发的帧。显然G\geqslant S,只有在不发生冲突的情况之下,才有G=S。

    在稳定状态之下,S与G之间的关系为:S=GP(P为发送成功的帧在所有发送的帧中占据的比例;也可以理解为数据帧在发送时间内没有其他帧发送的概率。)

    进一步分析帧发送成功的概率P。假设系统发送一帧的时间为t,即系统帧时为t。如下图所示,在时间区间[to,to+t]内开始发送的帧,其尾部必然与阴影帧的头部发生碰撞;在时间区间[to+t,to+2t]内开始发送的帧,其头部必然与阴影帧的尾部发生碰撞。也就是说,在时间区间[to,to+2t]内,除了阴影帧之外只要有其他的帧进行发送,就必然会导致冲突;这个时间区间被称为阴影帧的易破坏区

    由此可知,纯ALOHA系统的易破坏区长度为2t

    在纯ALOHA系统中,2t时间内只有一个数据帧的概率,即帧发送成功的概率,依据泊松分布为:P=e^{-2G}。因此系统的吞吐量为:S=Ge^{-2G}。(最大吞吐量出现在G=0.5,理论极限值S_{max}为0.184;也就是说纯ALOHA系统信道利用率的理论最大值只有18.4%。)

     

    时分ALOHA:

    • 基本思想:将时间分成等长的时隙每个时隙发送一帧;用户有帧发送时,必须要等到下一个时隙开始时再发送;如果发现冲突,随机等待若干个时隙后再次发送

    时分ALOHA系统必须具有某种同步机制,以保证每个网络结点都确切知道每一个时隙的开始。通常的实现方法是设置一个特殊的网络结点在每一个时隙开始发送一个信号。

     

    在时分ALOHA系统中限制每一个用户只能在时隙开始时发送数据,这样连续的纯ALOHA就变成了离散的时分ALOHA系统。如下图所示,由于发送碰撞的可能减少了一半,时分ALOHA系统的易破坏区长度缩小为t

    在时分ALOHA系统中,t时间内只有一个数据帧的概率,即帧发送成功的概率,依据泊松分布为:P=e^{-G}。因此系统的吞吐量为S=Ge^{-G}。(最大吞吐量出现在G=1,理论极限值S_{max}为0.368;也就是说时分ALOHA系统信道利用率的理论最大值只有36.8%。)

    时分ALOHA系统和纯ALOHA系统的吞吐量曲线

     

     

    载波监听多路访问协议(CSMA):

    尽管时分ALOHA系统的效率是纯ALOHA系统的两倍,但是仍然是比较低的;究其原因是每一个网络结点都是随心所欲的发送数据,即使其他的网络结点正在发送也照发无误,因此发生碰撞的概率很大。如果每个节点在发送之前都先监听一下信道,发现信道空闲之后再发送,那将会大大减少发生冲突的可能,从而提高信道的利用率,载波监听多路访问(CSMA)就是这样做的。

    CSMA协议是在ALOHA协议上进行改进,与ALOHA协议的主要区别在于多了一个载波监听装置

    根据监听方式以及监听到信道忙之后的反应不同,产生了多种不同的CSMA协议,下面将介绍其中的四种:

    1-坚持CSMA:

    • 基本思想:当一个结点要发送数据时,首先监听信道;如果信道空闲就立即发送数据;如果信道忙则等待,同时继续监听直至信道空闲;如果发生冲突,则随机等待一段时间后,再重新开始监听信道。

    • 1-坚持的含义:当监听到信道忙后,继续坚持监听信道,当监听到信道空闲后,其发送数据的概率为1,即立刻发送数据

    • 优缺点:

    信号延迟对于1-坚持CSMA协议的性能影响很大。(譬如结点A开始发送数据时,结点B也正好有数据要发送,但是这时结点A发出数据传输信号还未达到结点B,结点B监听信道,发现信道正好空闲,于是立即发送数据,结果必然会导致冲突。)信号传输延迟越大,这种情况发生的可能性就越大,协议的性能就越差。

    ②即使没有信号延迟,1-坚持CSMA协议也可能会产生冲突。(譬如:当结点A正在发送数据时,结点B和结点C也准备好了发送数据,它们两个监听信道发现信道忙,于是都坚持监听信道,结果当结点A一发送完数据时,结点B和结点C都会立即发送数据,这同样会导致冲突。)

     

    非坚持CSMA:

    • 基本思想:当一个结点要发送数据时,首先监听信道;如果信道空闲就立即发送数据;如果信道忙则放弃监听、随机等待一段时间,再开始监听信道

    • 特点:

    ①相比于1-坚持的贪婪,非-坚持CSMA比较理智,监听到信道忙后将放弃监听,这样减少了多个节点等待信道空闲后同时发送数据导致冲突的概率。

    ②各结点监听到信道忙后,放弃监听,随机等待一段时间后在监听,可能将各结点重新试图发送数据的时间错开,避免了冲突的发生。

    增加了数据在网络中的平均延迟时间。(当某个节点发送完数据之后,因为随机等待一段时间,所以其他结点不可能紧接着发送数据,使得数据在网络中的平均延迟时间增长。)由此可见,信道利用率的提高是以数据在网络中的延迟时间增大为代价的

     

    P-坚持CSMA:适用于时分信道

    • 基本思想:当一个结点要发送数据时,首先监听信道;如果信道忙则坚持监听到下一个时隙;如果信道空闲,便以概率p发送数据,以概率1-p推迟到下一个时隙;如果下一个时隙信道仍然空闲,则仍以概率p发送数据,以概率1-p推迟到下一个时隙;这个过程一直持续下去,直到数据被发送出去,或因其他结点发送而检测到信道忙为止,若是后者,则等待一段随机的时间后重新开始监听。

    • 为什么以概率P发送数据,概率1-P推迟到下一个时隙?

    目的是为了试图降低1-坚持CSMA协议中多个结点检测到信道空闲之后同时发送的概率,采用“坚持”监听,是试图克服非坚持CSMA协议中由于随机等待造成延迟时间较长的缺点。

    • P的选择很重要

    假设任一时刻平均有N个节点准备好要发送,则在当前数据发送完后的下一个时隙里,平均有Np个节点要发送数据(Np略小于1)。

    如果p选择过大,Np>1  冲突概率很大。

    如果p选择过小,数据在网络中的延迟时间将很长,降低信道的利用率。

     

    坚持和非坚持CSMA仍然会有问题——如果两个站监听到信道空闲,同时开始传输,则还有可能会发生冲突。改进方案:每个站快速检测到发生冲突后立即停止传输帧(而不是继续完成传输);这种协议称为带冲突检测的CSMA。

     

    带冲突检测的CSMA(CSMA/CD ):

    • 基本思想:当一个结点要发送数据时,首先监听信道,如果信道空闲就发送数据,并继续监听;如果在数据发送过程中监听到了冲突,则立即停止数据发送,等待一段随机的时间后,重新开始尝试发送数据。

    • 与简单的CSMA区别:

    CSMA数据发送过程中检测到冲突仍将剩余数据发送完,浪费时间和信道。

    CSMA/CD边发送边监听,一旦监听到冲突就立刻停止发送,使信道能很快空闲下来,提高了信道利用率

    • 工作过程:

    在时刻 to 一个结点完成数据发送,信道变成空闲,此时其他结点有数据发送的话都可以发送;当多个结点同时发送时产生冲突,各结点检测到冲突之后立即停止发送,于是形成了一个较短的时隙,这种时隙被称为争用时隙;各个结点停止发送后,各自随机等待一段时间之后再监听信道,发现信道空闲又发送数据;当争用信道结点比较多时,可能会接连发生冲突,结果形成一系列的争用时隙;经过几轮竞争之后,有一个结点发送数据获得成功;随后,有数据要发送的结点又开始新一轮的争用。

    因此,CSMA/CD的工作过程就是传输周期、争用周期和空闲周期周而复始、交替出现的一个过程

    • 冲突检测的方法:

    “冲突检测”就是计算机边发送数据边检测信道上的信号电压大小。当几个站点同时在总线上发送数据时,总线上的信号电压摆动值将会增大(互相叠加)。当一个站检测到的信号电压摆动值超过一定的门限值时,就认为总线上至少有两个站同时在发送数据,表明产生了碰撞。所谓“碰撞”就是发生了冲突。因此“冲突检测” 也称为“碰撞检测” 。(受到了距离的限制!)

    但是当两个结点距离很远,以致于信号在信道上传播是衰减了很多,则可能使冲突叠加信号的电压摆动值不超过门限值,这就无法判断是否出现了冲突。因此,采用上面这种基于模拟技术的冲突检测方法,对于站与站之间的最大距离有一定的限制。

    另一种可行的方法就是,在发送帧的同时进行接收,将收到的信号逐比特地与发送的信号进行比较,如果有不符合的,就说明出现了冲突。(不受距离的限制,但是较为麻烦。)

    • 为了使得每一个结点都能及时、准确地判断是否发生了冲突,通常采取一种称为“强化冲突”的措施。当发送帧的结点发现发生了冲突时,除了立即停止发送数据外,还要再继续发送若干比特的人为干扰信号,以便于让所有的结点都知道发生了冲突

    • 电磁波在总线上有限传播速度对于CSMA/CD的影响:

    当某个站监听到总线是空闲时,也可能总线并非真正是空闲的。 A 向 B 发出的信息,要经过一定的时间后才能传送到 B;B 若在 A 发送的信息到达 B 之前发送自己的帧(因为这时 B 的载波监听检测不到 A 所发送的信息),则必然要在某个时间和 A 发送的帧发生碰撞;碰撞的结果是两个帧都变得无用。

    每个站在发送数据之后的一小段时间内,存在着遭遇碰撞的可能性。最先发送数据帧的站,在发送数据帧后至多经过时间2τ两倍的端到端往返时延)(这里是希腊符号tao,不知道为啥打出来这个鬼东西!下同)就可知道发送的数据帧是否遭受了碰撞。端到端往返时延2τ称为争用期,或碰撞窗口、时隙时间。经过争用期这段时间还没有检测到碰撞,才能肯定这次发送不会发生碰撞

    设网络中两个结点间的最大间距为S,信号在物理层的处理时延为t_{phy},考虑到发送、接收均需要经过物理层的处理,则有:slottime=\frac{2S}{0.7C}+2t_{phy}。(其中C是光速,0.7C是电信号在介质上的传输速率。)

    时隙时间决定了在网络中传输的数据帧的最小帧长L_{min},因为想要在时隙时间(slot time)内检测到碰撞就有:slottime=L_{min}/R

    因此数据帧的最小帧长为:L_{min}=slottime \cdot R=(\frac{2S}{0.7C}+2t_{phy})\cdot R

    • 结论:当传输速率 R 固定时,最小帧长 L_{min} 与网络跨距 S 成正比;当最小帧长 L_{min} 不变时,传输速率 R 越高,则网络跨距 S 越小。

    • 时隙时间是CSMA/CD的一个重要参数,它描述了数据帧发送过程中冲突检测和处理的4个方面

    ①检测冲突的最大时间。超过这个时间,该帧的发送将不会再遇到冲突。

    ②最小帧长度。发送的数据帧长度必须大于等于最小帧长度,这样才能保证在网络最大跨距内,任何结点在发送数据帧之后,若发生冲突都能被检测到。

    ③最大帧碎片长度。小于最小帧长度的数据帧都将会被当做帧碎片丢弃。

    ④争用时隙的基准时间长度。检测到冲突之后随机等待时间的单位长度。

    • 例题求解:自己设计一个CSMA/CD网络,信息传输速率100Mb/s,网络最大长度为10km,电缆中信号传播速度为1km/5us,网络设备的处理时延共10us,要保证网络正常进行冲突检测,最小帧长度应该是多少?若数据发送速率为1Gb/s呢?

    答:信号在总线上的往返的最大时间2τ=2×(10km÷1km/5us+10us)=120us

    100Mb/s×120us=12000b=1500字节

    1000Mb/s×120us=120000b=15000字节

    因此,当数据速率100Mb/s时,最小帧长度应该是1500字节,当数据速率1Gb/s时,最小帧长度是15000字节。

    • 冲突发生后,等待的随机时间如何决定?

    截断二进制指数退避算法:(本质就是动态增大随机时间的选择区间,这样相撞的概率将会大大减少。)

    1. 确定基本退避时间为一个争用时隙的长度2τ;

    2. 对每个帧,当第一次发生冲突时,设置参数L=2,随机时间取为n个时隙长度,其中n为[1,L]区间中的一个随机数;

    3. 帧每重复发生一次冲突,参数L就加倍,同时重新选择n为[1,L]区间中的一个随机数;

    4. 设置一个最大重传次数,超过这个次数则不再重传,并报告出错。


    无冲突协议:

    位图协议:

    • 基本思想:假设网络中有N个结点,每一个结点拥有一个唯一的序号(0~N-1)。将数据传输过程中分成一系列的预约周期和传输周期;每一个预约周期由N个争用时隙所组成,每一个时隙对应一个结点,结点i可以在时隙i发出一个比特“1”来声明它有一个数据帧需要发送,以此预约对于信道的使用权;预约周期过了之后,每个结点都知道究竟有哪些结点要发送数据,接下来进入传输周期,各个预约信道的结点按照序号的大小顺序依次发送数据;待最后一个结点结束数据发送之后,开始新一轮的预约。由于预约周期的N个争用时隙就像是N个比特的位图,因此协议被称为位图协议。

    二进制倒计数协议:

    • 基本思想:每一个结点的地址都用二进制数来表示,并假设所有的地址长度相等;想要发送数据的结点,首先将其地址以二进制位串的形式按照由高到低的次序进行广播;所有广播出来的地址要进行对应二进制位的逻辑或运算;结点在发送地址的同时监听信道,当发现自己地址中的某个0在发送出去之后变为了1时,就退出信道的争用;最后地址最高的结点获得信道的使用权发送一个数据帧;数据发送结束之后,开始新一轮的争用。

    • 举个例子:

    4个结点的地址分别为0010、0100、1001和1010,它们都有数据进行发送。

    在第一位时,各个结点分别发送了0、0、1和1,它们进行逻辑或运算后的结果为1,结点0010和0100一监听到1,就知道会有地址更高的结点在参与信道的争用,于是它们退出信道的争用,而站点1001和1010继续竞争信道的使用权。

    在第二位时,两个结点发出的都是0,逻辑或运算的结果也是0,因此站点1001和1010继续竞争信道的使用权。

    在第三位时,两个结点分别发出0和1,逻辑或运算的结果为1,于是站点1001放弃争夺,最后获得使用权的站点是1010,因为其地址最高。

     

    也因此我们可以发现二进制倒计数协议的特点就是:高地址节点优先级高,低地址节点优先级低

     

    这对于一些低地址的结点是不公平的,因此提出了一种改进方案:使用虚拟地址且地址可变,当结点成功发送出一个数据帧之后,将其地址变为0,使其排在最后,原来排在其后面的结点地址递增1,形成优先级轮换。这使得长时间沉默的结点获得较高的优先级。

    例如:结点C、H、D、A、G、B、E、F的发送优先级分别为7、6、5、4、3、2、1、0。如果此时结点D成功发送一个数据帧,则优先级顺序变为C、H、A、G、B、E、F、D,优先级分别为7、6、5、4、3、2、1、0。


    有限争用协议:

    每一种信道分配策略性能都有两项指标进行评定:轻负载下的时间延迟重负载下的信道利用率

    轻负载时,争用协议性能较优,时延短;但是重负载时,信道分配开销大,此时争用协议的性能差。无冲突协议刚好相反,系统负载较为轻时,其时延较长,性能不佳;当系统负载较重,无冲突协议的信道的利用率就上升了。

    有限争用协议就是综合了争用协议和无冲突协议的优点而产生的一种新的协议:在轻负载时采用争用协议的信道分配策略,使得时间延迟较短,而在重负载时采用无冲突协议的信道分配策略,使得信道的利用率较高。

    首先讨论结点数量对于信道争用的影响。到目前为止讨论的都是对称的争用协议,即每一个结点申请使用信道的概率都是相同的。假定每个节点使用信道概率相同,共有k个节点参与信道争用,每个站点在每个时隙内发送概率为p,则某一给定时隙内节点成功获得信道使用权的概率为:kp(1-p)^{k-1}。(当p=1/k时达最大值,当k增大时,函数值急剧下降。)

    结论:在对称的争用协议中,随着争用节点数量的增加,争用成功率急剧下降,只要减少参与争用的节点数量,就可以达到增加争用成功率的目的

    因此可以得出有限争用协议的基本思想为:将系统中网络结点分组,每一个争用时隙只允许一个分组争用信道。协议的关键是如何分组,只要分组合理,就可以减少在每一个时隙内的竞争,从而提高争用的成功率。

    分组有两种极端的情况:①每一组只有一个成员,这样在每个时隙最多只有站点参与竞争,此时是无冲突协议。②所有的结点在一个组,这样每一个时隙都是所有结点在竞争,此时是争用协议。

    有限争用协议就是根据当前网络的负载情况,对结点进行动态分组,当网络负载较轻时,每一组结点的数量就多一些;当网络负载较重时,每一组结点的数量就少一些

     

    五、局域网:

    局域网概述:

    在局域网技术的早期,各种局域网产品层出不穷,不同设备生产厂商的产品互不兼容,这让网络的维护和扩充带来了很大的困难;为了使得不同厂家之间的设备能够互联互通,美国电气与电子工程师协会(IEEE)在1980年2月专门成立了一个局域网标准化委员会——IEEE 802委员会来统一制订局域网的有关标准,这些标准统称为IEEE 802标准。

    从OSI参考模型的角度来看,IEEE 802标准主要涉及物理层和数据链路层。 

    IEEE 802参考模型中,物理层的主要功能是信号的额编码、译码与同步、比特的发送与接收

    数据链路层在IEEE 802参考模型中被分为介质访问控制(MAC)与逻辑链路控制(LLC)两个子层。

    • MAC子层的主要功能是:数据帧的封装与解封;MAC协议的实现与维护;比特差错检测;寻址

    • 数据链路层中与传输介质无关的部分都放置在LLC子层中进行处理,主要包括:逻辑链路的建立与释放;向高层提供服务接口;差错控制;帧编号。IEEE 802局域网通过LLC子层与网络层接口处的服务访问点来向网络高层提供服务。

    这样做有什么好处呢?

    将数据链路层分为两个子层,只要设计合理,使得MAC子层向上提供统一的服务接口,就能将底层的实现细节完全屏蔽掉,局域网对于LLC子层来说是透明的,只有到MAC子层才看得到所连接的采用的是什么标准的局域网。

    也就是说,对于不同的物理网络,其LLC子层是一样的,数据帧的传送完全独立于所采用的物理介质和介质访问控制方法,网络层以上的协议可以运行于任何一种IEEE 802标准的局域网上。这使得IEEE 802标准具有良好的可扩展性,可以很方便的接纳新的传输介质以及介质访问控制方法。


    逻辑链路控制子层(LLC):

    提出原因:局域网的底层只提供尽力而为的数据报服务,不保证数据的可靠传输,尽管这对于有一些系统来说已经足够,但是仍然有一些系统希望通过底层网络能够提供更好的服务。就此,IEEE 802委员会定义了运行在介质访问控制(MAC)子层之上的逻辑链路控制(LLC)子层

    主要功能:LLC子层负责处理诸如差错控制、流量控制等问题,保证着数据的可靠传输;同时,向上提供统一的数据链路接口,从而屏蔽各种物理层网络的实现细节。

    LLC可提供三种服务:

    ①无确认的无连接服务:(大多数局域网在数据链路层都会使用该服务)

    • 事先不需建立逻辑连接,事后也不用释放逻辑连接。

    • 如果由于线路的噪声而造成了某一帧的丢失,也不试图去检测,更不会去恢复

    两种适用场合:错误率很低的场合,差错控制留给上层;实时通信,如语音传输,因为在语音传输中延迟比数据受损更糟糕。

     

    ②有确认的无连接服务:

    • 数据链路层仍然没有使用逻辑连接,但其发送的每一帧都需要单独确认

    • 发送方可知一个帧是否正确到达目的地,如果一个帧在指定的时间间隔没有到达,则发送方再次发送该帧

    适用场合:适用于不可靠的信道,如无线系统 802.11(WiFi)。

     

    ③有确认的有连接服务:

    • 传输任何数据前,都要先建立一个连接,连接上发送的每一帧都被编号,数据链路层确保发出的每个帧都被正确顺序、正确、不重复地收到。

    • 在该服务中,数据传输都要经历三个阶段:连接建立、数据传输和连接释放。

    适用场合:长距离且不可靠的链路,譬如:卫星通信、电话通信。这时如果采用有确认的无连接服务,丢失了确认可能导致一个帧被收发多次,因而浪费带宽。

     

    局域网对 LLC 子层是透明的 :

     

    一般不考虑 LLC 子层 : 

    由于 TCP/IP 体系经常使用的局域网是 DIX Ethernet V2 而不是 802.3 标准中的几种局域网,因此现在 802 委员会制定的逻辑链路控制子层 LLC(即 802.2 标准)的作用已经不大了。很多厂商生产的适配器上就仅装有 MAC 协议而没有 LLC 协议。 
     


    以太网:IEEE 802.3

    DIX Ethernet V2 是世界上第一个局域网产品(以太网)的规约。IEEE 802.3 是采用1-坚持CSMA/CD协议的基带总线局域网的以太网标准。DIX Ethernet V2 标准与 IEEE 的 802.3 标准只有很小的差别,因此可以将IEEE 802.3 局域网简称为“以太网”。严格说来,“以太网”应当是指符合 DIX Ethernet V2 标准的局域网 。 

     

    组网方式:IEEE 802.3总线局域网可以使用同轴电缆、双绞线或光纤作为传输介质,其组网方式与所采用的的传输介质紧密相关。(以下图为例,分别采用了粗缆、细缆、双绞线的三种总线局域网的组网方式。)

    (a)10Base5:又称为粗缆以太网,采用直径10mm、阻抗为50Ω的基带同轴电缆作为传输介质。

    • 名称含义:数据传输速率可达10Mbit/s(10),采用基带传输方式(Base),每个网段(即每一段电缆)的最大长度为500m(5)。

    • 优缺点:优点是稳定可靠;缺点是粗缆的价格昂贵而且需要专业化的安装,不便于布线和维护。

    (b)10Base2:又称为细缆以太网,采用直径5mm,阻抗为50Ω的基带同轴电缆作为传输介质。

    • 名称含义:数据传输效率可达10Mbit/s(10),采用基带传输方式(Base),每个网段(即每一段电缆)的最大长度为200m(2),但是实际为185m。

    • 优缺点:优点是价格便宜,易于安装;但是从网上增加或去除站点时,必须中断网络的运行。另外,由于传输介质分段降低了信道的可靠性,经常会因为接触不良引起网络故障,而且故障定位和隔离困难。

     

    (c)10Base-T:使用非屏蔽双绞线UTP取代了同轴电缆,利用集线器(Hub)构成星型网。

    10Base5和10Base2的一个共同缺点就是网络维护比较困难,当电缆某处中断或者某个连接器松动或者发生故障时,很难定位或者隔离故障。10Base-T使用非屏蔽双绞线UTP取代了同轴电缆,利用集线器(Hub)构成星型网来解决这个问题。

    1. 使用无屏蔽双绞线,采用星形拓扑。

    2. 每个站需要用两对双绞线,分别用于发送和接收。

    3. 双绞线的两端使用 RJ-45 插头。

    4. 集线器使用了大规模集成电路芯片,因此集线器的可靠性提高。 

    5. 10BASE-T 的通信距离稍短,每个站到集线器的距离不超过 100m。

     

    10BASE-T 以太网在局域网中的统治地位:

    这种 10 Mbit/s 速率的无屏蔽双绞线星形网的出现,既降低了成本,又提高了可靠性。 具有很高的性价比。

    10BASE-T 双绞线以太网的出现,是局域网发展史上的一个非常重要的里程碑,它为以太网在局域网中的统治地位奠定了牢固的基础。

    从此以太网的拓扑就从总线形变为更加方便的星形网络,而以太网也就在局域网中占据了统治地位。 
     

    集线器的一些特点:

    具有三个接口的集线器

    集线器是使用电子器件来模拟实际电缆线的工作,因此整个系统仍然像一个传统的以太网那样运行。 

    使用集线器的以太网在逻辑上仍是一个总线网,各工作站使用的还是 CSMA/CD 协议,并共享逻辑上的总线。 

    集线器很像一个多接口的转发器,工作在物理层

    集线器采用了专门的芯片,进行自适应串音回波抵消,减少了近端串音。
     

    除了上面介绍的组网方式之外,还有其他几种常见的组网方式!

     

    (d)10Base-F:使用光纤作为传输介质,具有极好的抗干扰能力;但是由于光纤的价钱昂贵,网络建设的整体费用较高,因此,10Base-F常用于距离较远的集线器间的连接,或者用于网络主干。

    10Base-F有三个标准:

    (e)10Broad36:使用宽带同轴电缆作为传输介质,网络最大跨距3600m,数据传输速率为10Mbit/s。

     

    组网方式的小结:

    命名策略:<数据速率><信号方式><网段最大长度>

    所有基于IEEE 802.3的基带系统,在介质上传输电信号时均使用曼切斯特编码方式,其高、低电平分别使用+0.85V和-0.85V来表示。(如果你不知道曼切斯特编码方式的话,可以查阅我往期内容,旁边链接直达!计算机网络:四类数据编码技术(点击👈哦!))

     

    MAC子层:

    MAC帧结构:总线局域网MAC子层的帧结构有两种标准:一种是IEEE 802.3标准;另一种是DIX Ethernet V2标准。两种帧格式都是由5个字段构成

    (FCS:帧校验字段,使用32位的CRC校验。)

    MAC子层功能:MAC子层包括两个功能模块——数据的封装与解封(发送数据封装、接收数据封装);介质访问控制(发送介质访问管理、接收介质访问管理)


    令牌环网:IEEE 802.5

    1969年在美国贝尔实验室的Newhall环上首次采用;1971年又提出一种时分环的改进算法;1985年IBM公司推出了IBM令牌环网;该网络后来成为IEEE 802.5标准的基础。

    环形网络广泛地用于局域网和广域网中,“环”并不是指广播介质,而是指一系列点到点链路组成闭合环路;因此可以使用多种传输介质(双绞线、同轴电缆、光纤等),环网络接口之间通过点到点线路连接而成,每一段也可以使用不同的介质帧沿环的某一方向传递

    环形网络工作原理:

    尽管环是由一系列的点-点链路组成的,但是环上传输的数据能被所有的站点接收到,而且任何时候允许一个站点发送,因此也存在着竞争发送权的问题。为了解决竞争,使用一个称为令牌(Token)的特殊标记,规定只有获得令牌的站点次才有权利发送数据。由于环中只有一个令牌,因此任何时候只有一个站发送数据,不会产生冲突;同时,令牌周而复始地在环中轮转,各个站点捕获令牌的机会相同,因此,环是公平的。

    具体工作过程:

    1. 网络空闲时,只有令牌在环上轮转;令牌是一个特殊的比特模式,其中有 1 比特称为令牌比特,当其为 0 时表示该令牌可用,当其为 1 时,表示某个站正在发送数据。

    2. 站点要发送数据时,必须等待令牌通过且其令牌比特为 0 ,这时发送站将令牌比特翻转成 1 ,然后发送数据;如果令牌比特为 1 ,则只有等待。

    3. 每一个站一边转发数据,一边检查帧中的目的地址,如果自己正好是接收站则同时将数据接受下来。

    4. 当数据转回到发送站时,发送站点将其从环上面撤销;对于撤销下来的数据,发送站将其丢弃或者与保存在缓冲区内的数据进行比较,以检查是否有传输错误。

    5. 发送站发完数据之后,重新产生出令牌。这里的处理有两种策略

    当一个站点发出一个长度比环网的比特长度更加长的帧,那么传输尚未完全结束的时,帧的头部已经回到了传输站点;这种情况下,发送站点在完成传输之后可以马上发出一个令牌。如果数据帧的长度比环网的比特长度小,那么发送站点在发出令牌之前必须等待该帧的头部返回。

    (个人理解:为什么一定要帧的头部回到发送站点才可以呢?因为回到时说明除发送站点外其余站点已经“查看”过数据了;不满足这一点的话,将令牌发出去了,新发送站点发出的数据可能会残余在环上的数据“冲突”。)

     

    环形网络有一个很大的弊端,当环中的某一个链路中断或者环接口故障时,整个网络就不能工作了!为此提出了星形环网的概念!

     

    星形环网:

     基本构造:星形环逻辑上仍保持为环形网络,物理上每一个站点通过(至少)含有两对双绞线的电缆与线路中心相连,分别用作进出线路中心得物理信道。在线路中心内部,这些电缆连接成一个闭合的环路。从接线路方式上来看,所有的站点都接到一个中央集线器上,从表面上看是一种星形结构,但是实际上这些站连接成了一个环,因此这种结构被称为星形环网。

    当环中的某一个链路中断或者环接口故障时的解决机制:在线路中心设有旁路中继器,由各个站点供电。如果环断开或者站点发生故障,没有了驱动电源,旁路中继器释放,从而将该站点旁路。旁路中继器也可由诊断程序控制,当检测到出错站点或者出错链路时,便由程序将其从环中移去。出错站点或者出错链路被旁路之后环仍然可以被使用。

     

    IEEE 802.5 令牌环物理层:

    IEEE 802.5 标准提供了多种数据传输速率(1Mbit/s、4Mbit/s、16Mbit/s等),可以使用屏蔽双绞线、非屏蔽双绞线、光纤等作为传输介质,数据编码采用差分曼切斯特编码,其高低电平分别使用+3.5V~+4.5V和-4.5V~-3.5V来表示。

    如果你对于差分曼切斯特编码不甚了解的话,可以翻阅我的往期内容,旁边链接直达——计算机网络:四类数据编码技术(点击这里👈哦!)。

     

    IEEE 802.5 令牌环MAC子层:

    如下图所示,IEEE 802.5 有两种帧格式:令牌帧和数据帧。

    接入控制(Access Control,AC):用于MAC帧的控制描述,由四部分组成。

    • PPP是优先级比特,当一个站点想要发送优先级为n的数据帧时,必须捕获到优先级小于或者等于n的令牌才能发送。

    • T是令牌比特,T=0时表示该帧是令牌帧,T=1时表示该帧是数据帧。当一个站点想要发送数据并且捕获到一个令牌帧时,将T翻转为1,然后就丢弃令牌的结束字符,并把数据帧的第三个字节起的各字段都加上去,成为一个要发送的数据帧,这个过程被称为“截获令牌”。

    • M是监控比特,由监控站来检测那些未被发送站点撤销的数据帧。数据帧发送时令M=0;当数据帧第一次通过监控站时,监控站置M=1,;当数据帧第二次经过监控站时,监控站发现盖比特已经被置为1,说明环中出现异常,该数据帧未被发送站撤销,于是监控站将其从环中删除,避免数据永远在环上循环。

    • RRR是预约比特,当一个站点想要发送数据但是信道又很忙时,可以在数据帧通过的时候,将自己想要发送的帧的优先级写入到预约比特中去。当然,如果预约比特已经被其他站预约了更高优先级那就不能预约了。当一帧数据发送完之后,新产生的令牌就具有已预约的优先级。

    这里存在一个问题:这种预约机制使得令牌的优先级会逐渐提高,显然对于那些低优先级的帧是不公平的,有些低优先级的帧可能很长一段时间内都得不到发送。因此那些将优先级提升了的站点在发送完数据之后,还要负责将令牌的优先级降回到原先的级别,这有低优先级的站点就有机会发送数据帧了。

    帧控制(Frame Control,FC):

    • 前2比特表示帧的类型,00表示为MAC控制帧,01表示为数据帧,即数据字段为LLC子层传下来的LLC PDU;后面的6比特为控制帧的种类。

    • 控制帧中没有数据字段

    • 数据帧只发送给地址字段所表示的目的站点,而控制帧则发送给环上所有的站点

    数据(Data):字段长度没有下限值,但是上限值受到令牌轮转一圈的最大时间限制。(有上限无下限!)

    帧校验序列(FCS):作用范围是从FC字段到FCS字段。

    结束定界符(End Delimiter,ED):用于指示帧的结束。其中最后一位比特E为用于差错控制。当一个帧在发送时,置该比特为0,此后若任何一个站点在转发时通过FCS发现此帧出现错误,都将该比特置为1。当发送站点收回所发送的帧时,分析比特E以及随后的帧状态字节中的A和C比特,就此判断该帧的传送情况。

    帧状态(Frame State,FS):

    在这一字段中设置了2个A比特(地址识别比特)和2个C比特(帧复制比特),另外4个比特未作规定。但当一个发送数据帧之后,将A和C都置为0。当一个站点识别出来该帧的目的地址与本站点的地址相符合时,则将A置为1.若该接收站点已经将此帧复制下来,则将C置为1。当发送出去的数据帧最终又回到发送站点时,根据A和C比特 的状态信息就可以了解传送情况:

    1. A=0:目的站点不存在或者未加入到环路中。

    2. A=1且C=0:目的站位于环中,但是未接收该帧,可能是缓冲区容量不够或者其他原因。过一段时间再重试

    3. A=1且C=1:目的站点工作且成功接收该帧。

    A和C出现两次是为了增加可靠性,因为该字段不在帧校验的范围内。

     

    每一个站点获得令牌之后都会有一个令牌持有时间(Token Holding Time,THT),默认值为10ms,也可以设定为其他值。在发送完第一个帧之后,剩余的时间足够用来发送其他的帧的话,就进行相应的发送;当待发送数据帧全部发送完毕或者在发送另一帧将超过令牌持有时间时,站点就会重新产生一个令牌并且放入环中。(其实就是在持有环路使用权时尽可能的发送更多的数据,以提高效率。)

     

    令牌环的维护:

    令牌环网采用集中监控的方法对于环进行维护,环上有一个监控站负责网络的运行管理。环上的每一个站点都可以成为监控站(监控功能内置与每一个站中),但是任何时候环上只能有一个监控站。当原有监控站失效时,任何站发现环上没有监控站时,可以发送一个Claim-Token的控制帧,当该控制帧绕环一周并且发现没有其他站点发送此类控制帧时,该站点即成为新的监控站点;当出现冲突时采用高地址优先。

    监控站的功能:处理令牌丢失和环中断,检测并且清除环中的坏帧和孤儿帧(因发送站出现故障而未被取消的帧),以保证环的最小比特长度等。

    1. 为了检测令牌丢失,监控站利用一个计时器来统计环上无令牌的时间。正常情况下,无令牌的时间最大值=令牌持有时间x站数,超过该时间,监控站将环上的数据全部清除,然后产生一个新的令牌。

    2. 通过检查帧的格式以及计算帧的校验和,可以发现环上的坏帧;通过AC字段中M比特可以发现孤儿帧(因发送站出现故障而未被取消的帧)。发现坏帧和孤儿帧之后,同样先将环上的数据全部清除之后,然后产生一个新的令牌。

    3. 令牌帧的长度为24比特,因此环的比特长度至少必须达到24比特,方能容纳一个完整的令牌在其上面周游;当环的长度达不到24比特时,监控站就必须插入额外的延迟以满足环的最小长度

     

    令牌环的性能特点:

    最大的优点就是在重载时可以高效工作。整个网络不会有多个站点同时向网络发送数据,因此,令牌环不会因为冲突而降低效率。当每一个站点依次截获令牌并发送数据时,整个网络的工作情况和时分复用相似。


    无线局域网WLAN:IEEE802.11

    无线局域网(Wireless Local Area Network,WLAN)提供了无线接入的功能,在不便于布线的场合,以及移动计算的场合,无线局域网是非常适用的。

    无线局域网的组成:

    基于固定基础设施的无线局域网:

    采用星形拓扑结构,最小构建单元是基本服务集BSS(Base Service Set),每一个BSS由一个接入点(Access Point,AP,又称为基站)和若干个移动站组成的。一个BSS覆盖的区域被称为一个基本服务区(Basic Service Area,BSA),它是由移动设备发送的电磁波的辐射范围等因素决定的,直径范围一般不超过100m。

    一个BSA可以是孤立的,也可以通过AP连接到分配系统(Distribution System,DS),然后再连接到另一个BSA。一个BSA中的所有站之间都能直接通信,但是不同BSA中站点之间的通信需要通过AP连接到DS进行中转。

    无固定基础设施的无线局域网:

    又称为自组网络。这种自组网络没有基本服务集中的AP,各个站点之间是平等的,各个站点之间可以直接进行无线通信,无需AP进行转发。这种工作模式可以对移动站点进行组网,在军事或者民用应急事件处理中非常有效。

     

    IEEE 802.11:

    IEEE 802.11标准规定物理层使用无线通信信道,具体的传输技术包括红线外技术、跳频扩频、直接序列扩频、正交频分多路复用、高速率的直接序列扩频。

    IEEE 802.11的MAC子层采用带冲突避免的载波监听多路访问(CSMA/CA)协议。这是因为:

    1. 传统以太网使用的带冲突检测的CSMA(CSMA/CD )协议,要求一个站点在发送数据的同时,还必须不间断地监听信道。而在无线局域网的适配器上,接收信号的强度往往会远于发送信号的强度,因此在无线局域网的设备中要实现冲突检测的花费过大。
    2. 在无线局域网环境中,即使发送数据时检测到信道是空闲的,接收方仍有可能发生碰撞

    • 隐蔽站问题:某一时刻,站点A和C都想向站点B发送数据,但是因为站点A和C相距较远,彼此没在对方的信号传播范围内,因此A和C都检测到信道空闲并向B发送数据,结果发生碰撞。

    • 暴露站问题:站点B向A发送数据,同时,站点C想向D发送数据,但是C检测到信道忙,于是就停止向D发送数据。但是显然,站点B向A发送数据不影响C向D发送数据,这就是暴露站问题。

     

    带冲突避免的载波监听多路访问(CSMA/CA)协议:

    基本过程:

    • 送出数据前,监听媒体状态,等没有人使用媒体,维持一段时间后,再等待一段随机的时间后依然没有人使用,才送出数据。

    • 送出数据前,先送一段小小的请求传送报文(RTS)给目标端,等待目标端回应 CTS报文后,才开始传送。 

    IEEE 802.11的物理层执行信道载波监听,当确定信道空闲时,源站点在等待DIFS时间后,信道仍然空闲则发送一帧,发送结束后,等待接收确认帧,目的站点在收到正确的数据帧的SIFS时间后,向源站点发送确认帧。在规定的时间内源站点接收到确认帧则表明帧发送成功。

    为了进一步减少冲突的发生,IEEE 802.11标准的MAC子层采用了虚拟载波监听机制。站点在发送数据帧时将它要占用信道的时间写入帧头,其他站点据此调整自己的网络分配向量NAV (Network Allocation Vector)。NAV值等于发送一帧的时间加上SIFS时间与目的站点发送确认帧的时间,表示信道在经过NAV值的时间之后才可能进入空闲状态。 


    虚拟局域网VLAN:

    VLAN建立在交换技术的基础上,通过交换机“有目的”地发送数据,灵活的进行逻辑子网(广播域)的划分。一个VLAN可以看做一组网络结点的集合,这些结点不必位于同一个物理网络中,但是可以不受地理位置的限制而像在同一个局域网中那样进行数据通信。一般认为,VLAN等价于一个第二层广播域或一个第三层网络。

    虚拟局域网 VLAN 是由一些局域网网段构成的与物理位置无关的逻辑组。

    • 这些网段具有某些共同的需求。

    • 每一个 VLAN 的帧都有一个明确的标识符,指明发送这个帧的工作站是属于哪一个 VLAN。

    虚拟局域网其实只是局域网给用户提供的一种服务,而并不是一种新型局域网。 

     

    VLAN的划分方法:

    ①基于交换机端口号划分:

    利用交换机的端口号划分VLAN成员,属于在第一层划分虚拟局域网的方法,配置简单,但是不允许不同的VLAN包含相同的物理网段,当一个网络结点从一个端口移动到另一个端口时,需要对VLAN的成员进行重新配置。

    ②基于MAC地址划分:

    根据用户计算机的MAC地址划分虚拟局域网。属于在第二层划分虚拟局域网的方法。允许用户移动。但是需要输入和管理大量的MAC地址。如果用户的MAC地址改变了,则需要管理员重新配置VLAN。
     

    ③基于IP子网地址划分:

    根据以太网帧的第三个字段“类型”字段和IP分组首部中的源 IP 地址字段确定该 IP 分组属于哪一个虚拟局域网。属于在第三层划分虚拟局域网的方法。

    ④基于高层应用或服务划分:

    根据高层应用或服务、或者它们的组合划分虚拟局域网。更加灵活,但更加复杂。
     

     

    六、数据链路层协议:

    PPP协议:

    PPP协议属于点对点数据链路控制(一个发送端、一个接收端,一条链路;无需介质访问控制,无需明确的MAC寻址);PPP协议的功能十分丰富,支持多种网络层协议、多种数据压缩方式、多种身份认证方式、动态地址分配以及多链路捆绑等。

     

    PPP协议的设计需求:

     

    PPP协议无需支持的功能:

     

    PPP协议的组成部分:

     

    PPP协议的数据帧:

     

    PPP链路的建立过程:PPP链路的建立分为三个过程——创建阶段、认证阶段和网络协商阶段

    在创建阶段,PPP链路的两端设备通过LCP向对方发送配置信息报文,一旦配置成功报文被成功发送,就完成了PPP链路的建立。

    在认证阶段,双方都可以将表明自己身份的信息发送给对方以进行认证,若认证失败,则直接进入链路终止阶段。认证阶段,只允许传送LCP报文、认证报文和链路质量监视协议报文,此阶段接收到其他类型的报文必须丢弃。

    在网络协商阶段,PPP调用在链路创建阶段选定的网络控制协议来配置不同的网络层协议。

     

    经过上述三个阶段建立好完整的PPP链路之后,用户就可以在建立好的链路上传输网络层报文。通信完毕之后,NCP释放网络层连接,收回原来分配出去的IP地址;接着,LCP释放数据链路层连接;最后释放的是物理层的连接。

     

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  • 0x01 物理 物理是TCP/IP五模型的最底层,它为数据通信的介质提供规范和定义。集线器是典型的工作在物理的设备,它共享一个广播域,共享一个冲突域。...数据链路层位于网络与物理之间,它负责数据链路的

    0x01 物理层

    物理层是TCP/IP五层模型的最底层,它为数据通信的介质提供规范和定义。集线器是典型的工作在物理层的设备,它共享一个广播域,共享一个冲突域。

    物理特性解决的问题
    机械特性指明接口所用接线器的形状和尺寸、引脚数目和排列、固定和锁定装置
    电器特性指明在接口电缆的各条线上出现的电压范围
    功能特性指明某条线上出现的某一电平的电压表示何种意义
    过程特性指明利用接口传输位流的全过程及各项用于传输的事件发生的合法顺序

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    0x02 数据链路层

    数据链路层位于网络层与物理层之间,它负责数据链路的建立、维护与拆除,能够实现帧包装、帧传输、帧同步、帧的差错恢复以及流量控制。以太网是最常用的数据链路层协议。

    以太网是一种计算机局域网技术。IEEE组织的IEEE 802.3标准制定了以太网的技术标准,它规定了包括物理层的连线、电子信号和介质访问层协议的内容。以太网是应用最普遍的局域网技术,取代了其他局域网技术如令牌环、FDDI和ARCNET。

    0x03 以太网

    以太网(局域网组网规范)模拟了声音的传输,一个教室中一个人说话每个人都能听到(广播域),一个人说话的时候不能有第二个人说话(冲突域)。以太网采用CSMA/CD避免信号的冲突(集线器仅能建立一个信道,属于半双工模式;交换机能够建立多个信道,属于全双工模式)。

    CSMA/CD工作原理:发送前先监听信道是否空闲,若空闲则立即发送数据。在发送时,边发边继续监听,若监听到冲突,则立即停止发送,等待一段时间(称为退避)以后,再重新尝试。
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    MAC地址(英语:Media Access Control Address),直译为媒体存取控制位址,也称为局域网地址(LAN Address),MAC位址,以太网地址(Ethernet Address)或物理地址(Physical Address),它是一个用来确认网络设备位置的位址。在OSI模型中,第三层网络层负责IP地址,第二层数据链路层则负责MAC位址 [1] 。MAC地址用于在网络中唯一标示一个网卡,一台设备若有一或多个网卡,则每个网卡都需要并会有一个唯一的MAC地址 [2] 。

    以太网的传播性质虽然是广播,但根据其通话对象又可具体分为单播、组播和广播。例如在教室中说“张三,我要对你说…”,虽然每个人都能听见,但它属于单播。

    MAC(Media Acess Control)地址共有48比特,前24比特为供应商标识,后24比特为供应商对网卡的唯一编号。MAC地址的第8位为0则表示单播地址,为1则表示组播地址。如果MAC地址48位全为1(FF-FF-FF-FF-FF-FF),则表示广播地址。
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    MAC地址一般固化在网卡(网络适配器)的店可擦可编程只读存储器EEPROM中,因此MAC地址也被称为硬件地址,但这并不意味着MAC地址属于网络体系结构中的物理层。

    一般情况下,用户主机含两个网络适配器:有线局域网适配器(有线网卡)和无线局域网适配器(无线网卡)。每个网络适配器都有一个全球唯一的MAC地址。而交换机和路由器往往拥有更多的网络接口,所以会拥有更多的MAC地址。故严格来说,MAC地址是对网络上各接口的唯一标识,而不是对网络上各设备的唯一标识。
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    0x04 数据链路层设备

    以太网二层交换机

    • 交换机能够根据以太网帧中目标地址智能的转发数据,因此交换机工作在数据链路层。

    • 交换机分割冲突域,实现全双工通信。

    需要注意的是,交换机分割冲突域,但是不分割广播域,即交换机的所有端口均属于同一个广播域。冲突域为广播域的若干个子集。

    交换机数据转发原理

    • 转发:交换机根据MAC地址表单播转发数据帧。
    • 学习:MAC地址表是交换机通过学习接受到的数据帧的源MAC地址来形成的。
    • 广播:如果无法在MAC地址表中查到目标地址(端口),交换机就向所有端口广播该数据帧。
    • 更新:交换机MAC地址表的老化时间是300s,如果交换机发现一个帧的入端口和MAC地址表中源MAC地址的端口不同,交换机将会对该源MAC地址对应的端口进行更新。

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    MAC地址洪水攻击:构造大量虚假的MAC地址对交换机的MAC地址表进行污染(MAC地址表具有一定大小),当交换机在MAC地址表中查询不到所要传输的数据的MAC地址时,交换机将由单播变为广播。

    交换机实现分割冲突域使用了两个技术,一个是上述的MAC地址转发表,另一个是交换机的背板交换矩阵结构。
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    0x05 综合布线

    综合布线中的六个子系统,建筑群子系统、设备间子系统、垂直子系统、管理子系统、水平子系统、工作区子系统。
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    以宿舍楼为例,每个宿舍都有一台交换机,它用来接入寝室内各个同学的计算机,这些交换机被称为接入交换机。同一楼层的交换机通过水平子系统相连接入控制器,各个楼层的控制器再通过垂直子系统相连接入汇聚交换机。最后,不同宿舍楼的汇聚交换机接入核心交换机,再由核心交换机接入路由器。其中汇聚交换机和核心交换机不是必须品,但是它们可以使网络拓扑更加层次化从而方便管理。

    • 接入交换机:通常将网络中直接面向用户连接或访问网络的部分称为接入层,接入层目的是允许终端用户连接到网络,因此接入层交换机具有低成本和高端口密度特性。我们在接入层设计上主张使用性能价格比高的设备。接入层是最终用户与网络的接口,它应该提供即插即用的特性,同时应该非常易于使用和维护。一般POE交换机是直接接终端供电,所以POE交换机是作为接入层交换机。

    • 汇聚交换机:汇聚层是网络接入层和核心层的“中介”,就是在有线终端接入核心层前先做汇聚,以减轻核心层设备的负荷。汇聚层必须能够处理来自接入层设备的所有通信量,并提供到核心层的上行链路,因此汇聚层交换机与接入层交换机比较,需要更高的性能,更少的接口和更高的交换速率。在汇聚层中,应该采用支持三层交换技术和VLAN的交换机,以达到网络隔离和分段的目的。

    • 核心交换机:核心层是网络的高速交换主干,对整个网络的连通起到至关重要的作用。核心层应该具有如下几个特性:可靠性、高效性、冗余性、容错性、可管理性、适应性、低延时性等。因为核心层是网络的枢纽中心,重要性突出。核心层设备采用双机冗余热备份是非常必要的,也可以使用负载均衡功能,来改善网络性能。

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空空如也

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数据链路层电路管理功能