CH3數(shù)據(jù)鏈路層(謝希仁)

1、課件制作人：謝希仁計算機網(wǎng)絡第 3 章 數(shù)據(jù)鏈路層課件制作人：謝希仁第 3 章 數(shù)據(jù)鏈路層*3.1 數(shù)據(jù)鏈路層的基本概念*3.2 停止等待協(xié)議3.2.1 完全理想化的數(shù)據(jù)傳輸3.2.2 具有最簡單流量控制的數(shù)據(jù)鏈路層協(xié)議3.2.3 實用的停止等待協(xié)議3.2.4 循環(huán)冗余檢驗的原理3.2.5 停止等待協(xié)議的算法3.2.6 停止等待協(xié)議的定量分析課件制作人：謝希仁第 3 章 數(shù)據(jù)鏈路層（續(xù)）*3.3 連續(xù) ARQ 協(xié)議3.3.1 連續(xù) ARQ 協(xié)議的工作原理3.3.2 連續(xù) ARQ 協(xié)議的吞吐量3.3.3 滑動窗口的概念3.3.4 信道利用率與最佳幀長3.4 選擇重傳 ARQ 協(xié)議課件制作人：謝希

2、仁第 3 章 數(shù)據(jù)鏈路層（續(xù)）*3.5 面向比特的鏈路層協(xié)議 HDLC3.5.1 HDLC 協(xié)議概述3.5.2 HDLC 的幀結(jié)構(gòu)*3.6 因特網(wǎng)的點對點協(xié)議 PPP 3.6.1 PPP 協(xié)議的工作原理 3.6.2 PPP 協(xié)議的幀格式 3.6.3 PPP 協(xié)議的工作狀態(tài)課件制作人：謝希仁3.1 數(shù)據(jù)鏈路層的基本概念 n鏈路(link)是一條無源的點到點的物理線路段，中間沒有任何其他的交換結(jié)點。n一條鏈路只是一條通路的一個組成部分。n數(shù)據(jù)鏈路(data link) 除了物理線路外，還必須有通信協(xié)議來控制這些數(shù)據(jù)的傳輸。若把實現(xiàn)這些協(xié)議的硬件和軟件加到鏈路上，就構(gòu)成了數(shù)據(jù)鏈路。n現(xiàn)在最常用的方法

3、是使用適配器（即網(wǎng)卡）來實現(xiàn)這些協(xié)議的硬件和軟件。n一般的適配器都包括了數(shù)據(jù)鏈路層和物理層這兩層的功能。 課件制作人：謝希仁數(shù)據(jù)鏈路層像個數(shù)字管道 n常常在兩個對等的數(shù)據(jù)鏈路層之間畫出一個數(shù)字管道，而在這條數(shù)字管道上傳輸?shù)臄?shù)據(jù)單位是幀。n早期的數(shù)據(jù)通信協(xié)議曾叫作通信規(guī)程(procedure)。因此在數(shù)據(jù)鏈路層，規(guī)程和協(xié)議是同義語。 結(jié)點結(jié)點幀幀課件制作人：謝希仁數(shù)據(jù)鏈路層的主要功能(1) 鏈路管理 (2) 幀定界 (3) 流量控制(4) 差錯控制 (5) 將數(shù)據(jù)和控制信息區(qū)分開 (6) 透明傳輸 (7) 尋址 課件制作人：謝希仁3.2 停止等待協(xié)議n3.2.1 完全理想化的數(shù)據(jù)傳輸n先研究一下

4、數(shù)據(jù)鏈路層的模型。課件制作人：謝希仁數(shù)據(jù)鏈路層的簡單模型局域網(wǎng)廣域網(wǎng)主機 H1主機 H2路由器 R1路由器 R2路由器 R3電話網(wǎng)局域網(wǎng)主機 H1 向 H2 發(fā)送數(shù)據(jù)鏈路層應用層運輸層網(wǎng)絡層物理層鏈路層應用層運輸層網(wǎng)絡層物理層鏈路層網(wǎng)絡層物理層鏈路層網(wǎng)絡層物理層鏈路層網(wǎng)絡層物理層R1R2R3H1H2從層次上來看數(shù)據(jù)的流動課件制作人：謝希仁數(shù)據(jù)鏈路層的簡單模型( 續(xù)）局域網(wǎng)廣域網(wǎng)主機 H1主機 H2路由器 R1路由器 R2路由器 R3電話網(wǎng)局域網(wǎng)主機 H1 向 H2 發(fā)送數(shù)據(jù)鏈路層應用層運輸層網(wǎng)絡層物理層鏈路層應用層運輸層網(wǎng)絡層物理層鏈路層網(wǎng)絡層物理層鏈路層網(wǎng)絡層物理層鏈路層網(wǎng)絡層物理層R1R2

5、R3H1H2僅從數(shù)據(jù)鏈路層觀察幀的流動課件制作人：謝希仁3.2 停止等待協(xié)議3.2.1 完全理想化的數(shù)據(jù)傳輸數(shù)據(jù)鏈路層主機 A緩存主機 B數(shù)據(jù)鏈路AP2AP1緩存發(fā)送方接收方幀高層幀課件制作人：謝希仁完全理想化的數(shù)據(jù)傳輸所基于的兩個假定 n假定 1： 鏈路是理想的傳輸信道，所傳送的任何數(shù)據(jù)既不會出差錯也不會丟失。n假定 2： 不管發(fā)方以多快的速率發(fā)送數(shù)據(jù)，收方總是來得及收下，并及時上交主機。n這個假定就相當于認為：接收端向主機交付數(shù)據(jù)的速率永遠不會低于發(fā)送端發(fā)送數(shù)據(jù)的速率。 課件制作人：謝希仁3.2.2 具有最簡單流量控制的數(shù)據(jù)鏈路層協(xié)議n現(xiàn)在去掉上述的第二個假定。但是，仍然保留第一個假定，即

6、主機 A 向主機 B傳輸數(shù)據(jù)的信道仍然是無差錯的理想信道。然而現(xiàn)在不能保證接收端向主機交付數(shù)據(jù)的速率永遠不低于發(fā)送端發(fā)送數(shù)據(jù)的速率。n由收方控制發(fā)方的數(shù)據(jù)流，乃是計算機網(wǎng)絡中流量控制的一個基本方法。 課件制作人：謝希仁具有最簡單流量控制的數(shù)據(jù)鏈路層協(xié)議算法在發(fā)送結(jié)點： (1) 從主機取一個數(shù)據(jù)幀。 (2) 將數(shù)據(jù)幀送到數(shù)據(jù)鏈路層的發(fā)送緩存。 (3) 將發(fā)送緩存中的數(shù)據(jù)幀發(fā)送出去。 (4) 等待。 (5) 若收到由接收結(jié)點發(fā)過來的信息(此信息 的格式與內(nèi)容可由雙方事先商定好)，則 從主機取一個新的數(shù)據(jù)幀，然后轉(zhuǎn)到(2)。課件制作人：謝希仁具有最簡單流量控制的數(shù)據(jù)鏈路層協(xié)議算法（續(xù)）在接收結(jié)點：

7、(1) 等待。 (2) 若收到由發(fā)送結(jié)點發(fā)過來的數(shù)據(jù)幀， 則將其放入數(shù)據(jù)鏈路層的接收緩存。 (3) 將接收緩存中的數(shù)據(jù)幀上交主機。 (4) 向發(fā)送結(jié)點發(fā)一信息，表示數(shù)據(jù)幀已 經(jīng)上交給主機。 (5) 轉(zhuǎn)到(1)。課件制作人：謝希仁兩種情況的對比（傳輸均無差錯）ABDATADATADATADATA送主機 B送主機 B送主機 B送主機 BABDATA送主機 BDATA送主機 B時間不需要流量控制需要流量控制課件制作人：謝希仁3.2.3 實用的停止等待協(xié)議時間ABDATA0送主機ACKDATA1送主機ACK(a) 正常情況ABDATA0DATA0送主機ACK(c) 數(shù)據(jù)幀丟失重傳tout丟失 ！ABD

8、ATA0送主機ACKDATA0丟棄ACK(d) 確認幀丟失重傳tout丟失 ！ABDATA0NAKDATA0送主機ACK(b) 數(shù)據(jù)幀出錯重傳出錯四種情況課件制作人：謝希仁超時計時器的作用n結(jié)點A發(fā)送完一個數(shù)據(jù)幀時，就啟動一個超時計時器(timeout timer)。n計時器又稱為定時器。n若到了超時計時器所設置的重傳時間 tout而仍收不到結(jié)點 B 的任何確認幀，則結(jié)點 A 就重傳前面所發(fā)送的這一數(shù)據(jù)幀。n一般可將重傳時間選為略大于“從發(fā)完數(shù)據(jù)幀到收到確認幀所需的平均時間”。 課件制作人：謝希仁解決重復幀的問題 n使每一個數(shù)據(jù)幀帶上不同的發(fā)送序號。每發(fā)送一個新的數(shù)據(jù)幀就把它的發(fā)送序號加 1。

9、 n若結(jié)點 B 收到發(fā)送序號相同的數(shù)據(jù)幀，就表明出現(xiàn)了重復幀。這時應丟棄重復幀，因為已經(jīng)收到過同樣的數(shù)據(jù)幀并且也交給了主機 B。n但此時結(jié)點 B 還必須向 A 發(fā)送確認幀 ACK，因為 B 已經(jīng)知道 A 還沒有收到上一次發(fā)過去的確認幀 ACK。 課件制作人：謝希仁幀的編號問題 n任何一個編號系統(tǒng)的序號所占用的比特數(shù)一定是有限的。因此，經(jīng)過一段時間后，發(fā)送序號就會重復。 n序號占用的比特數(shù)越少，數(shù)據(jù)傳輸?shù)念~外開銷就越小。 n對于停止等待協(xié)議，由于每發(fā)送一個數(shù)據(jù)幀就停止等待，因此用一個比特來編號就夠了。n一個比特可表示 0 和 1 兩種不同的序號。 課件制作人：謝希仁幀的發(fā)送序號 n數(shù)據(jù)幀中的發(fā)送

10、序號 N(S) 以 0 和 1 交替的方式出現(xiàn)在數(shù)據(jù)幀中。n每發(fā)一個新的數(shù)據(jù)幀，發(fā)送序號就和上次發(fā)送的不一樣。用這樣的方法就可以使收方能夠區(qū)分開新的數(shù)據(jù)幀和重傳的數(shù)據(jù)幀了。 課件制作人：謝希仁可靠傳輸 n雖然物理層在傳輸比特時會出現(xiàn)差錯，但由于數(shù)據(jù)鏈路層的停止等待協(xié)議采用了有效的檢錯重傳機制，數(shù)據(jù)鏈路層對上面的網(wǎng)絡層就可以提供可靠傳輸?shù)姆铡?課件制作人：謝希仁3.2.4 循環(huán)冗余檢驗的原理 n在數(shù)據(jù)鏈路層傳送的幀中，廣泛使用了循環(huán)冗余檢驗 CRC 的檢錯技術(shù)。n假設待傳送的數(shù)據(jù) M = 1010001101（共k bit）。我們在M的后面再添加供差錯檢測用的 n bit 冗余碼一起發(fā)送。 課

11、件制作人：謝希仁冗余碼的計算 n用二進制的模 2 運算進行 2n 乘 M 的運算，這相當于在 M 后面添加 n 個 0。n得到的 (k + n) bit 的數(shù)除以事先選定好的長度為 (n + 1) bit 的數(shù) P，得出商是 Q 而余數(shù)是 R，余數(shù) R 比除數(shù) P 至少要少1 個比特。 課件制作人：謝希仁冗余碼的計算舉例 n設 n = 5, P = 110101，模 2 運算的結(jié)果是：商 Q = 1101010110， 余數(shù)R = 01110。n將余數(shù) R 作為冗余碼添加在數(shù)據(jù) M 的后面發(fā)送出去，即發(fā)送的數(shù)據(jù)是101000110101110，或 2nM + R。 課件制作人：謝希仁 1101

12、010110 Q 商 除數(shù) P 110101 101000110100000 2nM 被除數(shù) 110101 111011 110101 111010 110101 111110 110101 101100 110101 110010 110101 01110 R 余數(shù)循環(huán)冗余檢驗的原理說明 課件制作人：謝希仁幀檢驗序列 FCS n在數(shù)據(jù)后面添加上的冗余碼稱為幀檢驗序列 FCS (Frame Check Sequence)。n循環(huán)冗余檢驗 CRC 和幀檢驗序列 FCS并不等同。nCRC 是一種常用的檢錯方法，而 FCS 是添加在數(shù)據(jù)后面的冗余碼。nFCS 可以用 CRC 這種方法得出，但 CRC

13、 并非用來獲得 FCS 的惟一方法。 課件制作人：謝希仁檢測出差錯 n只要得出的余數(shù) R 不為 0，就表示檢測到了差錯。n但這種檢測方法并不能確定究竟是哪一個或哪幾個比特出現(xiàn)了差錯。n一旦檢測出差錯，就丟棄這個出現(xiàn)差錯的幀。n只要經(jīng)過嚴格的挑選，并使用位數(shù)足夠多的除數(shù) P，那么出現(xiàn)檢測不到的差錯的概率就很小很小。 課件制作人：謝希仁應當注意 n僅用循環(huán)冗余檢驗 CRC 差錯檢測技術(shù)只能做到無差錯接受(accept)。n“無差錯接受”是指：“凡是接受的幀（即不包括丟棄的幀），我們都能以非常接近于 1 的概率認為這些幀在傳輸過程中沒有產(chǎn)生差錯”。n也就是說：“凡是接受的幀都沒有傳輸差錯”（有差錯的

14、幀就丟棄而不接受）。n要做到“可靠傳輸”（即發(fā)送什么就收到什么）就必須再加上確認和重傳機制。 課件制作人：謝希仁3.2.5 停止等待協(xié)議的算法n這里不使用否認幀（實用的數(shù)據(jù)鏈路層協(xié)議大都是這樣的），而且確認幀帶有序號 n。n按照習慣的表示法，ACKn 表示“第 n 1 號幀已經(jīng)收到，現(xiàn)在期望接收第 n 號幀”。nACK1 表示“0 號幀已收到，現(xiàn)在期望接收的下一幀是 1 號幀”；nACK0 表示“1 號幀已收到，現(xiàn)在期望接收的下一幀是 0 號幀”。 課件制作人：謝希仁在發(fā)送結(jié)點 (1) 從主機取一個數(shù)據(jù)幀，送交發(fā)送緩存。(2) V(S)0。 (3) N(S)V(S)。(4) 將發(fā)送緩存中的數(shù)據(jù)

15、幀發(fā)送出去。 (5) 設置超時計時器。(6) 等待。 等待以下(7)和(8)這兩個事件中最先出現(xiàn)的一個(7) 收到確認幀 ACKn， 若 n = 1 V(s)，則： 從主機取一個新的數(shù)據(jù)幀，放入發(fā)送緩存； V(S)1 V(S)，轉(zhuǎn)到 (3)。 否則，丟棄這個確認幀，轉(zhuǎn)到(6)。 (8) 若超時計時器時間到，則轉(zhuǎn)到(4)。課件制作人：謝希仁在接收結(jié)點 (1) V(R)0。(2) 等待。(3) 收到一個數(shù)據(jù)幀； 若 N(S) = V(R)，則執(zhí)行(4)； 否則丟棄此數(shù)據(jù)幀，然后轉(zhuǎn)到(6)。(4) 將收到的數(shù)據(jù)幀中的數(shù)據(jù)部分送交上層軟件 （也就是數(shù)據(jù)鏈路層模型中的主機）。(5) V(R)1 V(R)

16、。(6) nV(R)； 發(fā)送確認幀 ACKn，轉(zhuǎn)到(2)。 課件制作人：謝希仁停止等待協(xié)議的要點n只有收到序號正確的確認幀 ACKn 后，才更新發(fā)送狀態(tài)變量 V(S)一次，并發(fā)送新的數(shù)據(jù)幀。n接收端接收到數(shù)據(jù)幀時，就要將發(fā)送序號 N(S) 與本地的接收狀態(tài)變量 V(R) 相比較。n若二者相等就表明是新的數(shù)據(jù)幀，就收下，并發(fā)送確認。n否則為重復幀，就必須丟棄。但這時仍須向發(fā)送端發(fā)送確認幀 ACKn，而接收狀態(tài)變量 V(R) 和確認序號 n 都不變。 課件制作人：謝希仁停止等待協(xié)議的要點（續(xù)）n連續(xù)出現(xiàn)相同發(fā)送序號的數(shù)據(jù)幀，表明發(fā)送端進行了超時重傳。連續(xù)出現(xiàn)相同序號的確認幀，表明接收端收到了重復幀

17、。 n發(fā)送端在發(fā)送完數(shù)據(jù)幀時，必須在其發(fā)送緩存中暫時保留這個數(shù)據(jù)幀的副本。這樣才能在出差錯時進行重傳。只有確認對方已經(jīng)收到這個數(shù)據(jù)幀時，才可以清除這個副本。 課件制作人：謝希仁停止等待協(xié)議的要點（續(xù)）n實用的 CRC 檢驗器都是用硬件完成的。nCRC 檢驗器能夠自動丟棄檢測到的出錯幀。因此所謂的“丟棄出錯幀”，對上層軟件或用戶來說都是感覺不到的。n發(fā)送端對出錯的數(shù)據(jù)幀進行重傳是自動進行的，因而這種差錯控制體制常簡稱為 ARQ (Automatic Repeat reQuest)，直譯是自動重傳請求，但意思是自動請求重傳。 課件制作人：謝希仁3.2.6 停止等待協(xié)議的定量分析n設 tf 是一個數(shù)

18、據(jù)幀的發(fā)送時間，且數(shù)據(jù)幀的長度是固定不變的。顯然，數(shù)據(jù)幀的發(fā)送時間 tf 是數(shù)據(jù)幀的長度 lf (bit)與數(shù)據(jù)的發(fā)送速率 C (bit/s)之比，即 tf = lf /C = lf /C (s) （3-1） n發(fā)送時間 tf 也就是數(shù)據(jù)幀的發(fā)送時延。n數(shù)據(jù)幀沿鏈路傳到結(jié)點B還要經(jīng)歷一個傳播時延 tp。n結(jié)點 B 收到數(shù)據(jù)幀要花費時間進行處理，此時間稱為處理時間 tpr，發(fā)送確認幀 ACK 的發(fā)送時間為 ta。 課件制作人：謝希仁停止等待協(xié)議中數(shù)據(jù)幀和確認幀的發(fā)送時間關系 ABDATADATAACK傳播時延 tp處理時間 tpr確認幀發(fā)送時間 ta傳播時延 tp處理時間 tprtT時間兩個成功

19、發(fā)送的數(shù)據(jù)幀之間的最小時間間隔數(shù)據(jù)幀的發(fā)送時間tf設置的重傳時間tout課件制作人：謝希仁重傳時間 n重傳時間的作用是：數(shù)據(jù)幀發(fā)送完畢后若經(jīng)過了這樣長的時間還沒有收到確認幀，就重傳這個數(shù)據(jù)幀。 n為方便起見，我們設重傳時間為 tout = tp + tpr+ ta + tp + tpr (3-2) n設上式右端的處理時間 tpr 和確認幀的發(fā)送時間 ta 都遠小于傳播時延 tp，因此可將重傳時間取為兩倍的傳播時延，即 tout = 2tp (3-3)課件制作人：謝希仁簡單的數(shù)學分析 n兩個發(fā)送成功的數(shù)據(jù)幀之間的最小時間間隔是 tT = tf + tout = tf + 2tp (3-4) n設

20、數(shù)據(jù)幀出現(xiàn)差錯(包括幀丟失)的概率為 p，但假設確認幀不會出現(xiàn)差錯。n設正確傳送一個數(shù)據(jù)幀所需的平均時間 tav tav = tT ( 1 + 一個幀的平均重傳次數(shù)) 課件制作人：謝希仁簡單的數(shù)學分析（續(xù)） 一幀的平均重傳次數(shù) = 1 P重傳次數(shù)為 1 + 2 P重傳次數(shù)為 2 + 3 P重傳次數(shù)為 3 + = 1 P第 1 次發(fā)送出錯 P第 2 次發(fā)送成功 + 2 P第 1, 2 次發(fā)送出錯 P第 3 次發(fā)送成功 + 3 P第 1, 2, 3 次發(fā)送出錯 P第 4 次發(fā)送成功 + = p(1 p) + 2p2(1 p) + 3p3(1 p) + 這里 PX 是出現(xiàn)事件 X 的概率。 課件制作

21、人：謝希仁簡單的數(shù)學分析（續(xù)） 得出正確傳送一個數(shù)據(jù)幀所需的平均時間：當傳輸差錯率增大時，tav 也隨之增大。當無差錯時，p = 0, tav = tT。 )1 ( /)1 (1pttippttiTTiTav(3-5)課件制作人：謝希仁簡單的數(shù)學分析（續(xù)） 每秒成功發(fā)送的最大幀數(shù)就是鏈路的最大吞吐量 max。顯然， max = 1/tav = (1 p) / tT (3-6)在發(fā)送端，設數(shù)據(jù)幀的實際到達率為，則不應超過最大吞吐量 max，即 (1 p) / tT (3-7)用時間 tf 進行歸一化，得出歸一化的吞吐量 為 tf (1 p) / 1 (3-8)其中參數(shù) 是 tT 的歸一化時間：

22、tT / tf 1 (3-9)當重傳時間遠小于發(fā)送時間時， 1，此時的歸一化吞吐量 1 p (3-10) 課件制作人：謝希仁停止等待協(xié)議 ARQ 的優(yōu)缺點 n優(yōu)點：比較簡單 。n缺點：通信信道的利用率不高，也就是說，信道還遠遠沒有被數(shù)據(jù)比特填滿。n為了克服這一缺點，就產(chǎn)生了另外兩種協(xié)議，即連續(xù) ARQ 和選擇重傳 ARQ。這將在后面進一步討論。 課件制作人：謝希仁3.3連續(xù) ARQ 協(xié)議3.3.1 連續(xù) ARQ 協(xié)議的工作原理 n在發(fā)送完一個數(shù)據(jù)幀后，不是停下來等待確認幀，而是可以連續(xù)再發(fā)送若干個數(shù)據(jù)幀。n如果這時收到了接收端發(fā)來的確認幀，那么還可以接著發(fā)送數(shù)據(jù)幀。n由于減少了等待時間，整個通

23、信的吞吐量就提高了。 課件制作人：謝希仁連續(xù) ARQ 協(xié)議的工作原理 DATA0DATA1DATA2DATA3DATA4DATA5重傳 DATA2重傳 DATA3ACK1ACK2ACK1 確認 DATA0ACK2 確認 DATA1DATA2 出錯，丟棄DATA3 不按序，丟棄，重傳 ACK2DATA4 不按序，丟棄，重傳 ACK2DATA5 不按序，丟棄，重傳 ACK2ACK3ACK3 確認 DATA2ACK4 確認 DATA3ACK4重傳 DATA5重傳 DATA4超時重傳時間ABtout送交主機送交主機?ACK2ACK2ACK2課件制作人：謝希仁需要注意： (1) 接收端只按序接收數(shù)據(jù)幀。

24、雖然在有差錯的 2號幀之后接著又收到了正確的 3 個數(shù)據(jù)幀，但接收端都必須將這些幀丟棄，因為在這些幀前面有一個 2 號幀還沒有收到。雖然丟棄了這些不按序的無差錯幀，但應重復發(fā)送已發(fā)送過的最后一個確認幀（防止確認幀丟失）。(2) ACK1 表示確認 0 號幀 DATA0，并期望下次收到 1 號幀；ACK2 表示確認 1 號幀 DATA1，并期望下次收到 2 號幀。依此類推。 課件制作人：謝希仁需要注意： (3) 結(jié)點 A 在每發(fā)送完一個數(shù)據(jù)幀時都要設置該幀的超時計時器。如果在所設置的超時時間內(nèi)收到確認幀，就立即將超時計時器清零。但若在所設置的超時時間到了而未收到確認幀，就要重傳相應的數(shù)據(jù)幀（仍需

25、重新設置超時計時器）。 在等不到 2 號幀的確認而重傳 2 號數(shù)據(jù)幀時，雖然結(jié)點 A 已經(jīng)發(fā)完了 5 號幀，但仍必須向回走，將 2號幀及其以后的各幀全部進行重傳。連續(xù) ARQ 又稱為Go-back-N ARQ，意思是當出現(xiàn)差錯必須重傳時，要向回走 N 個幀，然后再開始重傳。 課件制作人：謝希仁需要注意： (4) 以上講述的僅僅是連續(xù) ARQ 協(xié)議的工作原理。協(xié)議在具體實現(xiàn)時還有許多的細節(jié)。例如，用一個計時器就可實現(xiàn)相當于 N 個獨立的超時計時器的功能。 課件制作人：謝希仁3.3.2 連續(xù) ARQ 協(xié)議的吞吐量 n可以很方便地導出連續(xù) ARQ 協(xié)議的吞吐量公式。課件制作人：謝希仁3.3.3 滑動

26、窗口的概念n發(fā)送端和接收端分別設定發(fā)送窗口和接收窗口 。n發(fā)送窗口用來對發(fā)送端進行流量控制。n發(fā)送窗口的大小 WT 代表在還沒有收到對方確認信息的情況下發(fā)送端最多可以發(fā)送多少個數(shù)據(jù)幀。 01234567012發(fā)送窗口WT不允許發(fā)送這些幀允許發(fā)送 5 個幀(a)01234567012不允許發(fā)送這些幀還允許發(fā)送 4 個幀WT已發(fā)送(b)01234567012不允許發(fā)送這些幀WT已發(fā)送(c)01234567012不允許發(fā)送這些幀還允許發(fā)送 3 個幀WT已發(fā)送 已發(fā)送并已收到確認(d)課件制作人：謝希仁接收端設置接收窗口 n在接收端只有當收到的數(shù)據(jù)幀的發(fā)送序號落入接收窗口內(nèi)才允許將該數(shù)據(jù)幀收下。 n若

27、接收到的數(shù)據(jù)幀落在接收窗口之外，則一律將其丟棄。 n在連續(xù) ARQ 協(xié)議中，接收窗口的大小 WR = 1。n只有當收到的幀的序號與接收窗口一致時才能接收該幀。否則，就丟棄它。n每收到一個序號正確的幀，接收窗口就向前（即向右方）滑動一個幀的位置。同時發(fā)送對該幀的確認。 不允許接收這些幀01234567012WR準備接收 0 號幀(a)不允許接收這些幀01234567012WR準備接收 1 號幀已收到(b)不允許接收這些幀01234567012WR準備接收 4 號幀已收到(c)課件制作人：謝希仁滑動窗口的重要特性n只有在接收窗口向前滑動時（與此同時也發(fā)送了確認），發(fā)送窗口才有可能向前滑動。n收發(fā)兩

28、端的窗口按照以上規(guī)律不斷地向前滑動，因此這種協(xié)議又稱為滑動窗口協(xié)議。n當發(fā)送窗口和接收窗口的大小都等于 1時，就是停止等待協(xié)議。 課件制作人：謝希仁發(fā)送窗口的最大值 n當用 n 個比特進行編號時，若接收窗口的大小為 1，則只有在發(fā)送窗口的大小 WT 2n 1時，連續(xù) ARQ 協(xié)議才能正確運行。n例如，當采用 3 bit 編碼時，發(fā)送窗口的最大值是 7 而不是 8。 課件制作人：謝希仁3.3.4 信道利用率n由于每個數(shù)據(jù)幀都必須包括一定的控制信息(如幀的序號、地址、同步信息以及其他的一些控制信息)，所以即使連續(xù)不停地發(fā)送數(shù)據(jù)幀，信道利用率(即扣除全部的控制信息后的數(shù)據(jù)率與信道容量之比)也不可能達

29、到 100 %。 n當出現(xiàn)差錯時(這是不可避免的)，數(shù)據(jù)幀的不斷重傳將進一步使信道利用率降低。 課件制作人：謝希仁最佳幀長 n若數(shù)據(jù)幀的幀長取得很短，那么控制信息在每一幀中所占的比例就增大，因而額外開銷增大，這就導致信道利用率的下降。n若幀長取得太長，則數(shù)據(jù)幀在傳輸過程中出錯的概率就增大，于是重傳次數(shù)將增大，這也會使信道利用率下降。n由此可見，存在一個最佳幀長，在此幀長下信道的利用率最高。 課件制作人：謝希仁3.4 選擇重傳 ARQ 協(xié)議 n可加大接收窗口，先收下發(fā)送序號不連續(xù)但仍處在接收窗口中的那些數(shù)據(jù)幀。等到所缺序號的數(shù)據(jù)幀收到后再一并送交主機。 n選擇重傳 ARQ 協(xié)議可避免重復傳送那些

30、本來已經(jīng)正確到達接收端的數(shù)據(jù)幀。n但我們付出的代價是在接收端要設置具有相當容量的緩存空間。n對于選擇重傳 ARQ 協(xié)議，若用 n 比特進行編號，則接收窗口的最大值受下式的約束WR 2n/2 (3-18) 課件制作人：謝希仁3.5 面向比特的鏈路控制規(guī)程 HDLC3.5.1 HDLC 協(xié)議概述n1974年，IBM 公司推出了面向比特的規(guī)程SDLC (Synchronous Data Link Control)。n后來 ISO 把 SDLC 修改后稱為 HDLC (High-level Data Link Control)，譯為高級數(shù)據(jù)鏈路控制，作為國際標準ISO 3309。nCCITT 則將 H

31、DLC 再修改后稱為鏈路接入規(guī)程 LAP (Link Access Procedure)。不久，HDLC 的新版本又把 LAP 修改為 LAPB，“B”表示平衡型(Balanced)，所以 LAPB 叫做鏈路接入規(guī)程(平衡型)。 課件制作人：謝希仁3.5.2 HDLC 的幀結(jié)構(gòu)n標志字段 F (Flag) 為 6 個連續(xù) 1 加上兩邊各一個 0 共 8 bit。在接收端只要找到標志字段就可確定一個幀的位置。 比特888可變168信息 Info標志 F標志 F地址 A控制 C幀檢驗序列 FCS透明傳輸區(qū)間FCS 檢驗區(qū)間課件制作人：謝希仁零比特填充法 nHDLC 采用零比特填充法使一幀中兩個 F

32、 字段之間不會出現(xiàn) 6 個連續(xù) 1。n在發(fā)送端，當一串比特流數(shù)據(jù)中有 5 個連續(xù) 1 時，就立即填入一個 0。n在接收幀時，先找到 F 字段以確定幀的邊界。接著再對比特流進行掃描。每當發(fā)現(xiàn) 5 個連續(xù) 1 時，就將其后的一個 0 刪除，以還原成原來的比特流。 課件制作人：謝希仁零比特的填充與刪除 數(shù)據(jù)中某一段比特組合恰好出現(xiàn)和 F 字段一樣的情況0 1 0 0 1 1 1 1 1 1 0 0 0 1 0 1 0會被誤認為是 F 字段發(fā)送端在 5 個連 1 之后填入 0 比特再發(fā)送出去填入 0 比特0 1 0 0 1 1 1 1 1 0 1 0 0 0 1 0 1 0在接收端將 5 個連 1 之

33、后的 0 比特刪除，恢復原樣在此位置刪除填入的 0 比特0 1 0 0 1 1 1 1 1 0 1 0 0 0 1 0 1 0課件制作人：謝希仁透明傳輸 n采用零比特填充法就可傳送任意組合的比特流，或者說，就可實現(xiàn)數(shù)據(jù)鏈路層的透明傳輸。n當連續(xù)傳輸兩個幀時，前一個幀的結(jié)束標志字段 F 可以兼作后一幀的起始標志字段。n當暫時沒有信息傳送時，可以連續(xù)發(fā)送標志字段，使收端可以一直和發(fā)端保持同步。 課件制作人：謝希仁其他字段 n地址字段 A 是 8 bit。 n幀檢驗序列 FCS 字段共 16 bit。所檢驗的范圍是從地址字段的第一個比特起，到信息字段的最末一個比特為止。 n控制字段 C 共 8 bi

34、t，是最復雜的字段。HDLC 的許多重要功能都靠控制字段來實現(xiàn)。 課件制作人：謝希仁3.6 因特網(wǎng)的點對點協(xié)議 PPP3.6.1 PPP 協(xié)議的工作原理n現(xiàn)在全世界使用得最多的數(shù)據(jù)鏈路層協(xié)議是點對點協(xié)議 PPP (Point-to-Point Protocol)。n用戶使用撥號電話線接入因特網(wǎng)時，一般都是使用 PPP 協(xié)議。 課件制作人：謝希仁用戶撥號入網(wǎng)的示意圖 路由器調(diào)制解調(diào)器調(diào)制解調(diào)器因特網(wǎng)服務提供者(ISP)用戶家庭撥號電話線 使用 TCP/IP 的 PPP 連接使用 TCP/IP 的 客戶進程路由選擇 進程至因特網(wǎng)PC 機課件制作人：謝希仁PPP 協(xié)議 n1992 年制訂了 PPP 協(xié)議。經(jīng)過 1993 年和 1994 年的修訂，現(xiàn)在的 PPP 協(xié)議已成為因特網(wǎng)的正式標準RFC 1661。 nPPP協(xié)議有三個組成部分 n一個將 IP 數(shù)據(jù)報封裝到串行鏈路的方法。n鏈路控制協(xié)議 LCP (Link Control Protocol)。n網(wǎng)絡控制協(xié)議 NCP (Network Control Protocol)。 課件制作人：謝希仁3.6.