数据链路层

组帧

数据链路层的主要功能之一就是 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：

一、字符计数法

字符计数法 是在帧的首部设置一个计数字段，用来指示该帧中包含的字符（或字节）数量。

当接收方开始读取一帧时，首先读取位于 帧首部的计数字段。通过该字段的数值，接收方即可知道该 帧的总长度（即后续应读取的字符数）。随后，接收方按照得到的长度继续读取剩余的数据，直至完整地接收完本帧。

二、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。

三、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。

四、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。

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差错控制

一、分类

• 检错编码：奇偶校验码、循环冗余码
• 纠错编码：海明码

二、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。

1. 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。

2. 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。

三、循环冗余码

循环冗余校验（CRC, Cyclic Redundancy Check）是一种常用的数据完整性校验方法，广泛应用于数据传输和存储系统中，用于检测数据在传输过程中是否发生了错误。其核心思想是将数据视为一个二进制多项式，并使用特定的 生成多项式 对其进行 模 2 除法，最终所得的余数即为 CRC 校验值。

3.1 校验流程

CRC 的基本校验过程包括以下几个步骤：

• 生成多项式 CRC 的关键是一个预先定义好的 生成多项式，通常用二进制数表示。该多项式必须在发送端和接收端之间事先达成一致。
• 计算校验码（发送端） 发送端将待发送的数据帧看作一个二进制多项式，然后在数据末尾附加 k-1 个 0（其中 k 是生成多项式的位数），得到 扩展数据。将这组数据用 模 2 除法 除以生成多项式，得到的余数即为 CRC 校验码。
• 附加并发送 将上述余数作为 CRC 校验码，附加在原始数据帧之后，组成完整的传输数据帧并发送。
• 校验（接收端） 接收端收到数据后，以相同方式使用 生成多项式 进行 模 2 除法。如果计算结果的余数为 零，则说明数据在传输过程中未发生错误；否则表示数据已损坏。

3.2 发送方

假设原始数据为：1010001101，选用的生成多项式为：110101，则对应多项式形式为：x5+x4+x2+1x5+x4+x2+1。

发送方计算 CRC 校验码的操作流程如下：

1. 扩展数据：生成多项式是 6 位，因此我们在数据尾部补上 6-1 = 5 个零，得到扩展数据：101000110100000
2. 模 2 除法计算 CRC（使用异或操作）：

最终余数为：01110，所以完整的数据帧为：1010001101 01110。

3.3 接收方

继续以上述例子进行说明，接收方收到的数据为：101000110101110

同样使用生成多项式 110101 进行 模 2 除法：

余数为 0，表示数据帧未被破坏，校验通过。

四、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……）。

4.1 生成过程

• 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：

对于 k=4 （数据位），我们找到最小的 r 为 3。

• 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,... ）。

• 步骤 3：计算校验位

4.2 检测和纠错

五、海明距离

海明距离是指两个等长的比特序列（也称为码字）在对应位置上不相同的比特个数。它是衡量两个码字之间差异程度的重要指标，广泛应用于 编码理论 中，用于分析 错误检测 和 错误纠正 能力。

5.1 编码集

在通信或存储系统中，编码集是指用于表示信息的一组码字。每个码字通常是一个固定长度的比特串，通过引入冗余位，编码集可以在传输过程中检测或纠正一定数量的错误。

编码集的关键属性之一是其最小海明距离（记作 dd）——即任意两个不同码字之间海明距离的最小值。它直接决定了该编码集的 容错能力：

最小海明距离越大，意味着码字之间越“分散”，在信道中被干扰后仍然能区分开来，因此检测和纠错能力更强。

举个实际例子，设有一个编码集，其中包含以下三个 4 位码字：

0000, 0110, 1011

我们计算这三组码字之间的海明距离：

• 0000 与 0110 的海明距离为 2（第2、3位不同）；
• 0000 与 1011 的海明距离为 3；
• 0110 与 1011 的海明距离为 3。

因此，该编码集的最小海明距离为 *d*=2 。

根据公式，该编码集最多可以：

如果我们想要具备1 位纠错能力，最小海明距离至少要达到 3。

5.2 海明码示例

海明码（Hamming Code） 是一种经典的线性分组码，其最小海明距离为 *d*=3 。这意味着：

• 可以 检测最多 2 位错误。
• 可以 纠正 1 位错误。

接收端在解码过程中，会计算出一个称为 伴随式（syndrome） 的比特序列，用于判断是否发生了错误，以及错误的位置：

• 若伴随式为全零，说明数据未被破坏；
• 若伴随式为非零，且对应某个位的错误模式，则可准确定位并纠正该位；
• 若发生 2 位错误，伴随式可能不唯一，可检测但不可纠正，因为错误位置无法唯一确定。

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流量控制

一、ARQ协议

ARQ 协议是一类 可靠数据传输协议，用于在 不可靠的信道（比如可能出错或丢包的网络链路）上实现 可靠通信。

ARQ 协议的 核心思想 是：

• 发送方在发送数据后，必须等待接收方的确认（ACK）。
• 如果在规定时间内没有收到确认，就认为数据丢失或出错，需要重传。

ARQ 协议主要包括三种形式：停等（Stop‑and‑Wait）、回退 N 帧（Go‑Back‑N）以及 选择性重传（Selective Repeat）。其中，回退 N 帧和选择性重传统称为 连续 ARQ 协议。

1.1 停等协议

停等（Stop‑and‑Wait）是一种最基本的 自动重传请求（ARQ）协议。其核心思想是：发送方在发送完每一个数据帧后立即停止发送，并 等待 接收方的 确认（ACK）。只有在收到确认后，发送方才会继续发送下一个帧。由于任意时刻网络中只会有一个帧在传输，所以该协议也被称为“停等”。

停等协议的 工作过程 如下：

1. 发送数据
   • 发送方将一个数据帧发送给接收方。
   • 同时启动 计时器，用于监控该帧的确认是否在规定时间内到达。
2. 等待确认
   • 在计时器超时之前，发送方保持在“等待”状态。
   • 此期间若收到 确认帧（ACK），则说明该帧已成功到达并被正确接收。
3. 确认的接收
   • 接收方收到数据帧后，首先检验其完整性（如校验和、序号等）。
   • 若数据帧无误，接收方立即发送 确认帧（ACK）回给发送方；若检测到错误，则不发送 ACK，导致发送方超时后重传。
4. 计时器到期
   • 若计时器在收到确认之前到期，发送方认为该帧或其确认已丢失。
   • 发送方随后 重新发送 同一数据帧，并重新启动计时器，重复上述过程直至收到有效的确认。

通过上述四个步骤，停等协议实现了可靠的点对点数据传输，尽管其效率受限于 “每次只能发送一个帧” 的特性。

1.2 回退N帧

在 回退 N 帧（GBN，Go‑Back‑N）协议中，发送窗口 指的是发送方在未收到确认的情况下，最多可以连续发送的数据帧数量。它像一个滑动窗口，控制着数据的发送节奏。

发送方可以在等待确认的过程中，连续发送多个帧，但总数不能超出发送窗口的大小。当窗口被填满时，发送方必须停下来等待确认，收到确认后窗口才能向后滑动，从而腾出空间发送新的帧。

回退 N 帧的 核心要点 如下：

1. 窗口大小
   • 若帧序号使用 n 位二进制，则序号空间大小为 2n 。
   • 为保证不产生歧义，GBN 的发送窗口大小 W 必须满足 W≤2n−1 ，因此 最大窗口大小 为 2n−1 。
   • 接收窗口的大小固定为 1，即接收方只能一次接受并确认期望的序号。
2. 发送过程
   • 只要发送窗口未满，发送方就可以把窗口内的帧依次发送出去。
   • 对于 最早发送且尚未被确认的帧（即窗口中的第一个未确认帧），发送方启动 单一的超时计时器。
   • 其余已发送但尚未确认的帧不再单独维护计时器，而是共享这一个计时器。
3. 接收过程
   • 接收方维护一个 期望序号（expected sequence number）。
   • 当收到的帧序号等于期望序号时，接收方接受该帧并发送 累计确认 ACK（确认该帧及其之前的所有帧）。随后期望序号加 1。
   • 若收到的帧序号不是期望序号（说明前面的某帧丢失），接收方直接 丢弃该帧，并 重新发送最近一次正确接收的帧的 ACK。由于接收窗口为 1，后续已到达但序号不连续的帧都会被丢弃。
4. 超时与重传
   • 当 超时计时器 触发时，发送方认为窗口中最早的未确认帧已丢失。按照 GBN 的工作原理，发送方会 从该帧开始，把窗口内的所有帧全部 重新发送。
   • 这样做的原因是：即使后面的帧已经到达接收方，由于接收窗口仅能接受连续的序号，这些帧会在接收方被丢弃，只有最早丢失的帧被重新发送后，后续帧才能被顺利接收。

通过 GBN、SR 交互演示 可以直观地了解 Go‑Back‑N 与 Selective Repeat 的工作流程，加深对上述概念的理解。

1.3 选择性重传

选择性重传（SR，Selective Repeat）是一种 自动重传请求（ARQ）协议，专门用于克服回退 N 帧（Go‑Back‑N）在高误码率环境下的效率低下。与 Go‑Back‑N 不同，SR 只 重传 那些真正丢失或出错的帧，而不必重新发送随后所有的帧，从而在误码率较高的链路上表现得更为高效。

选择性重传的 核心要点 如下：

1. 窗口大小
   • 在 SR 中，发送窗口和接收窗口的大小保持一致。
   • 若帧序号采用 n 位二进制表示，则窗口的最大取值为 2*n*−1 （即序号空间的半数），以避免发送方和接收方窗口的重叠产生歧义。
2. 发送过程
   • 发送方在其发送窗口范围内连续发帧。
   • 每发送一帧，就为该帧启动一个 计时器；计时器独立于其他帧，超时后仅针对该帧进行重传。
3. 接收过程
   • 接收方接受所有落在接收窗口中的帧，即使这些帧顺序错乱。
   • 对于每一正确收到的帧，接收方立即发送 确认（ACK）。
   • 乱序到达的帧会被 缓存，待窗口前面的缺失帧补齐后，按正确顺序交付给上层。
4. 超时与重传
   • 当某帧的计时器到期，发送方只 重传 该帧，而不是窗口内的全部帧。这一点是 SR 与 GBN 的根本区别，也是 SR 在高误码率下保持高吞吐量的关键。
5. 滑动窗口机制
   • 发送方：收到帧的确认后，窗口左边界向前移动，释放已确认的帧槽位，随后可以发送新的帧。
   • 接收方：当缓存的帧已能够连续组成一个完整序列并交付给上层后，接收窗口也向前滑动，腾出空间接收后续帧。
6. 冲突确认的处理
   • 由于网络延迟，发送方可能在重传帧后才收到该帧的早期确认。
   • 为避免误判，SR 协议必须具备 识别并丢弃重复确认（duplicate ACK）的机制，只对最新、有效的确认作出响应。

1.4 协议对比

几种 ARQ 协议的主要区别是通过发送和接收窗口体现的：

发送窗口

• 定义：发送方在未收到对方确认（ACK）的情况下，允许连续发送的最大帧数量（或数据单元数量）。
• 作用：控制发送方的数据发送速率，避免因发送过快导致网络拥塞或接收方处理不过来。

接收窗口

• 定义：接收方允许接收并缓存（或直接交付）的帧的最大数量，通常决定了接收方可以接受乱序或非连续帧的能力。
• 作用：明确接收方能够处理的数据范围（包括按序和乱序数据），超出窗口的数据会被丢弃。

三个 ARQ 协议的具体区别如下：

特性	停等协议	GBN（Go‑Back‑N）协议	SR（Selective‑Repeat）协议
发送方窗口大小（序号位数为 n）	1（一次只能发送一帧）	最多 2n−1 （可并发发送多帧）	最多 2n−1 （可并发发送多帧）
接收方窗口大小（序号位数为 n）	1（只接受一帧）	1（只能接受按序的下一帧）	与发送方窗口大小相同（可接受乱序帧）
超时重传单位	单个数据帧即整个发送窗口	整个发送窗口	单个数据帧
发送方效率	低——每发送一帧必须等待确认	高——在确认到达前可连续发送多帧	高——仅对出错帧进行重传，其他帧不受影响
接收方效率	高——无需缓存，按序直接交付	低——必须按照顺序接收	高——可以缓存并按序交付已收到的乱序帧
错误处理方式	只重传丢失的那一帧	从第一个出错帧起，全部帧都要重传	只重传出错或乱序的那一帧（或若干孤立的帧）
带宽利用率	低——大量空闲时间	高——大多数时间都在利用链路带宽	高——仅在必要时占用带宽进行重传

二、窗口大小限制

在说明窗口大小限制之前，必须先区分三种不同的“编号”概念：

三、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。

3.1 计算方法

3.2 停等协议

3.3 连续ARQ协议

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介质访问控制

一、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。

二、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

三、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。

3.1 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。

3.2 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。

3.3 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。

3.4 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：

上图以一个实例展示了 CDMA 的过程：

1. 站点A：码片序列S = (-1,-1,-1,+1,+1,-1,+1,+1)，发送比特1，所以发送原序列S

2. 站点B：码片序列T = (-1,-1,+1,-1,+1,+1,+1,-1)，但在这个例子中发送的是T̄（反码），这意味着B站实际发送的是比特0

3. 信道叠加：S + T̄ = (0,0,-2,+2,0,-2,0,+2)

4. 信号分离

   ：

   • 恢复A的信号：接收信号·S = +1 → 比特1 ✓
   • 恢复B的信号：接收信号·T = -1 → 比特0 ✓

5. 正交性：S·T = 0，保证了两个信号可以完全分离

四、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。

4.1 纯ALOHA协议

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。

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。

4.2 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。

五、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。

这里需要深入理解传播时延和传输时间这两个概念：

• 传播时延（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。

CSMA 协议不会直接考查，但是作为 CSMA/CD 的基础，还是需要熟悉下。

5.1 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	立即以发送数据	立即开始传输数据	在下一个时隙以概率 p 发送数据；以概率 1-p 推迟到下一个时隙
信道忙时的行为	持续监听，直到信道空闲	等待一个随机时间后，重新监听信道	持续监听，直到信道空闲（进入空闲后的行为见上一条）
碰撞的可能性	最高（多个站点同时等待，一旦空闲必然冲突）	低（随机等待减少了竞争）	中等（通过概率 p 分散了发送时机）
延迟特性	信道空闲时，发送延迟最小；但发生碰撞时，延迟会很大。	避免了多个站点的持续竞争，减少了碰撞，但可能增加平均延迟。	在减少碰撞和控制延迟之间取得平衡。
适用性	实际上很少用于纯ALOHA或CSMA，因为碰撞概率太高。 更像是一个理论参考。	适用于非持续型流量、碰撞概率较高的网络（如早期的以太网）	适用于时隙化信道，是前两种策略的一个很好折中，常用于Wi-Fi等网络。

六、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”，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

以下图为例，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。

6.1 流程

CSMA/CD 的工作流程如下：

1. 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。
2. 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。
3. 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。

6.2 指数退避算法

6.3 限制条件

CSMA/CD 能够正常工作的 限制条件 是：

帧的传输时间至少要两倍于信号在总线上最长的传播时延（即两倍于总线端到端的单向传播时延）。

要在帧的发送过程中及时发现冲突，发送站必须在整个帧发送完毕之前收到冲突信号。如果发送站只有在帧全部发送完之后才能检测到冲突，那么冲突产生的数据已经完整地传输到了网络上，无法避免数据损坏。

因此，最小帧长 就是由这个时间条件决定的。对于给定的网络速率和传播时延，必须保证帧的发送时间足够长，从而在冲突发生时，发送站仍处于发送状态，能够及时检测到冲突并执行退避机制。如果帧太短，就会在冲突信号返回之前发送完毕，导致冲突无法被检测，进而破坏CSMA/CD的正常工作。

七、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：

1. 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。
2. 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。
3. 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。

7.1 流程

1. 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。

2. 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。

3. 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。

4. 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。

5. 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。

7.2 IFS

由于无线信道的可靠程度不如有线网络，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：所有站在完成一次发送后，必须先等待一个极短的时间（期间继续监听信道）才能发送下一帧。这段等待时间称为 帧间间隔（InterFrame Space，IFS）。不同类型的帧对应的 IFS 长度不同，IFS 的长短用来实现优先级管理，从而保证关键帧能够在竞争激烈的信道中优先获得发送机会。

802.11 标准使用了下列三种 IFS：

• SIFS

  （Short IFS）：最短的帧间隔，优先级最高。用于：

  • 接收方回复 CTS 或 ACK；
  • 源站发送连续帧（如 DATA → ACK）。
  • 示例：AP 接收到 RTS 后，等待 SIFS 时间发送 CTS，之后接收到数据后，再等待 SIFS 时间发送 ACK。

• DIFS

  （Distributed IFS）：普通数据帧的发送间隔。用于：

  • 一个站点在发现信道空闲后，准备发起新的通信前等待的时间。
  • 示例：A 想要发起通信，必须先监听信道空闲，并等待 DIFS 才能发送 RTS。

• PIFS（Point Coordination IFS）：比 DIFS 短、但比 SIFS 长。仅用于中心协调器（AP）抢占信道，用于轮询控制（PCF 模式）。

等待 IFS 序列过程如下：

A: 监听信道空闲 → 等待 DIFS → 发送 RTS
AP: 等待 SIFS → 回复 CTS
A: 等待 SIFS → 发送 DATA
AP: 等待 SIFS → 回复 ACK

7.3 NAV

为了应对无线网络中的 “隐蔽节点” 问题，802.11 引入了 NAV（Network Allocation Vector） 概念，作为一种 “虚拟载波侦听机制”。

NAV 是一种 倒计时定时器，它告诉站点：接下来的多长时间内，信道将被其他设备占用。具体过程如下：

• A 发送 RTS 帧，并在其中声明：从 RTS 发送起，直到收到 ACK，通信将持续多久。
• AP 回复 CTS 帧，在 CTS 中再次包含整个传输剩余所需时间（包括 DATA 和 ACK）。
• 所有收到 RTS 或 CTS 的站点，都会根据帧中的时间字段，设置自己的 NAV 计时器，并保持沉默，避免冲突。

在上图中：

• B 是隐蔽站，可能听不到 A 的 RTS，但能听到 AP 的 CTS → 会根据 CTS 设置 NAV。
• 其他站点即使未直接收到数据（例如 DATA），也会因为事先通过 RTS/CTS 设置了 NAV，在期间不会发起竞争。

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。

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局域网和广域网

一、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。

1.1 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。

1.2 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。

1.3 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，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。

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。

1.4 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）

1.5 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。

二、广域网

2.1 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。

2.2 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。

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数据链路层

一、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。

1.1 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。

1.2 转发流程

当交换机收到数据帧后，会根据 转发表（MAC 地址表） 执行以下步骤：

1. 检查目标 MAC 地址
   • 从数据帧的头部提取目标 MAC 地址。
2. 查询转发表（MAC 地址表）
   • 命中（已学习）：如果表中有该 MAC 地址 → 将帧转发到对应端口（单播）。
   • 未命中（未知 MAC）：如果表中没有记录 → 交换机将帧 泛洪（Flooding），即复制该帧并发送到除接收端口以外的所有端口。
3. 转发数据帧
   • 目标设备收到帧后应答，交换机会根据 源 MAC 地址 学习到该设备所在端口，并更新转发表。

1.3 交换方法

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。

二、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）