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【计算机网络】数据链路层 : 总结 ( 封装成帧 | 流量控制与可靠传输 | 差错控制 | 介质访问控制 | 局域网 | 广域网 | 数据链路层设备 ) ★★★

韩曙亮

发布于 2023-03-28 09:22:46

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文章被收录于专栏：韩曙亮的移动开发专栏韩曙亮的移动开发专栏

文章目录

一、数据链路层功能

"数据链路层" 功能 :

① 可靠性服务 : “数据链路层” 在物理层提供的服务的基础上 , 提供可靠性服务 ;

② 服务内容 : 将网络层下发的数据 , 可靠地传输给相邻节点的网络层 ;

③ 逻辑上无差错链路 : “数据链路层” 加强了物理层传输比特流的能力 , 物理层传输可能出错 , 数据链路层可以将物理连接改造成逻辑上无差错的数据链路 ;

"数据链路层" 功能列举 :

① 为网络层提供服务

无确认无连接服务
有确认无连接服务
有确认有连接服务

② 链路管理 , 面向连接的服务中 , 建立连接 , 维持连接 , 释放连接 ;

③ 将数据报组成数据帧

④ 流量控制 , 主要是限制发送方的数据率 ;

⑤ 差错控制 , 帧错误处理 ( 重发 ) , 位错误处理 ( 纠正 ) ;

参考博客 : 【计算机网络】数据链路层 : 概述 ( 基本概念 | 功能 | 为 “网络层“ 提供的服务 )

二、封装成帧 ★

1 . 数据帧透明传输需求 :

① 数据帧封装 : 数据帧添加帧首部 , 和帧尾部 ; 帧首部和帧尾部之间的部分就是实际的数据 ;

② 传输文本文件 : 数据帧的数据是文本文件组成时 , 数据都是 ASCII 码 , 键盘上传输的任何字符 , 都可以透明传输 ;

③ 传输非文本文件 : 如果传输的文件是非文本文件 , 如图像 , 音频 , 视频等 , 此时文件中的数据可能是任意值 , 就有可能与帧尾部或帧首部相同 , 此时就需要采用字符填充法实现透明传输 ;

2 . 字符填充法 :

① 数据的随机性 : 原始数据中 , 存在与帧首部 , 帧尾部相同的数据 ;

② 发送端填充转义字符 : 在这些数据中的帧首部 / 帧尾部相同的数据前 , 填充一个转义字符 , 告诉接收端 , 转义字符后的后续数据作为帧数据 , 不当做帧首部 / 帧尾部使用 ;

③ 接收端接收数据 : 接收端接收到的数据中有转义字符 + 帧首部 / 尾部样式的信息时 , 将转义字符后的数据当做帧数据 ; 当接收到单独的帧首部 / 尾部时 ( 没有转义字符 ) , 才将其当做数据帧的首部 / 尾部 ;

3 . 零比特填充法 :

① “数据帧” 首部尾部设定 : 数据帧首部尾部都设定成

$01111110$

, 解决数据中出现

$01111110$

数据的情况 , 实现透明传输 ;

② 发送端 : 扫描发送数据 , 发现有连续的

$5$

个

$1$

, 就在后面加上一个

$0$

; 这样帧数据永远不会出现

$6$

个

$1$

的数据 ;

③ 接收端 : 扫描接收数据 , 发现有连续的

$5$

个

$1$

, 就将后面的

$0$

删除 ; 对应发送端的操作 ;

这样在比特流中可以传输任意比特组合 , 不会引起数据帧边界判定错误的问题 , 实现了透明传输 ;

三、流量控制和可靠传输 ★★

1、停止等待协议 ★

1 . 停止等待协议

停止-等待协议解决的问题 :

可靠传输 : 解决由于物理线路 , 设备故障 , 路由错误等各种问题导致的丢包问题 ;
流量控制 : 实现发送端与接收端的流量控制 ;

停止-等待协议讨论场景 : 只考虑一方为发送方 , 一方为接收方 ; 相当于单工通信场景 ;

停止-等待协议内容 : 发送方每发送完一个数据帧 ( 分组 / 数据报 ) , 就停止发送 , 等待接收端确认 , 接收到接收端确认信息后 , 再发送下一个分组数据 ;

停止-等待协议应用场景 :

无差错情况
有差错情况

2 . 信道利用率 :

"停止-等待协议" 性能分析 :

优点 : 简单

缺点 : 信道利用率低 ;

信道利用率 :

$U = \cfrac{T_D}{T_D + RTT + T_A}$

$U$

是信道利用率 ;

$T_D$

是发送方发送延迟 , 即发送方用了多长时间将数据帧发送完毕 ;

$RTT$

是往返时延 ;

$T_A$

是接收方发送

$ACK$

确认帧的时延 ;

"停止-等待协议" 信道利用率很低 , 大部分事件都在传输的延迟上 , 用于发送接收的时间很少 ;

3 . 停止等待协议信道利用率计算示例 :

信道传输速率 4000b/s , 单向传播时延 30ms , 使 “停止-等待” 协议信道利用率达到 80% , 数据帧长度至少是多少

$?$

信道利用率公式为 :

$U = \cfrac{T_D}{T_D + RTT + T_A}$

先把数据单位收拾下 , 传输速率 4000 比特 / 秒 , 单向传播时延 0.03 秒 , RTT 是 0.06 秒 ; 设数据帧长度是

$L$

比特 ; 这里没有给出 ACK 发送延迟 , 当做

$0$

;

$\cfrac{\dfrac{L}{4000}}{\dfrac{L}{4000} + 0.06 + 0} = 0.8$

分子分母都乘以

$4000$

;

$\cfrac{L}{L+ 240} = 0.8$

$L= 0.8 L + 192$

$0.2L= 192$

$L= 960$

单位是比特 ;

数据帧的长度至少是

$960$

比特 ;

2、后退 N 帧 ( GBN ) 协议 ★

"停止-等待" 协议弊端 : 信道利用率低 , 发送完一帧后等待 , 这个时候信道完全是空闲的 ;

为了提高信道利用率 , 发送端发送完一帧后 , 不用等待接收端的 ACK 确认帧 , 立刻发送第二帧 , 第三帧 , 这样信道的利用率就提高了 ;

相应协议也要做一些更改 :

① 增加发送方的帧序号范围 ;

② 发送方缓存多个帧分组 ; 连续发送

$N$

帧 , 其中某一帧可能需要重传 , 但不知道哪一帧需要重传 , 这里需要将这

$N$

帧全部缓存下来 ;

这里有引出了两个在 “停止-等待” 协议基础上 , 改进的两个协议 :

后退

$N$

帧协议 ( GBN )

选择重传协议 ( SR )

2 . 后退 N 帧协议重点 ★

发送方累计确认机制 : 收到 ACK

$N$

, 就表示

$N$

号帧及之前的帧 , 全部正确 ;

接收方按序接收 : 接收方只能按照顺序接收 , 人如果中间有帧丢失 , 那么后续帧全部丢弃 ;

接收方确认帧 : 接收方如果收到错误帧 , 失序帧 , 那么查找最近成功接收的正确的帧的最大的 , 按序到达的帧序号是多少 , 发送该帧对应的 ACK 确认帧 ;

发送窗口 :

$n$

是帧序号编码长度 , 发送窗口大小最大是

$2^n - 1$

, 最小

$1$

;

3 . 后退 N 帧协议计算示例 :

数据链路层采用后退

$N$

帧协议 , 发送方发送了

$0,1,2,3,4,5,6,7$

编号的数据帧 , 当计时器超时时 , 只接收到了

$0 , 2, 3$

帧的确认帧 , 发送方需要重发的帧数时

$4,5,6,7$

帧 ;

计时器超时 , 发送方发送已发送 , 但是没有被确认的帧 ;

确认机制是累计确认的 , 发送方接收到了

$3$

确认帧 , 说明

$3$

之前的帧已经成功接收了 , 虽然没有收到

$1$

确认帧 , 但是该帧已经默认接收成功 ;

重发没有被确认的帧 , 即

$4,5,6,7$

帧 ;

参考博客 : 【计算机网络】数据链路层 : 后退 N 帧协议 GBN ( 滑动窗口 | 发送窗口长度 | “发送方“ 累计确认、超时机制 | “接收方“ 按序接收、确认帧发送机制 | 计算示例 )★

3、选择重传 ( SR ) 协议 ★

1 . 选择重传协议 SR 重点 :

① 数据帧逐一确认 , 接收方收到一个帧 , 就会单独发送该帧的确认帧 ;

② 重传出错的单个帧 ;

③ 接收方有缓存 ;

④ 滑动窗口大小 :

$W_T = W_R = 2^{n - 1}$

;

发送窗口与接收窗口大小相等 , 便于流量控制 ;

使用

$n$

比特对帧进行编号 , 发送窗口的尺寸

$W_T$

和接收窗口尺寸

$W_R$

满足如下公式要求 :

$W_T = W_R = 2^{n - 1}$

2 . 选择重传协议计算示例

数据链路层使用选择重传协议 SR , 发送方发送了

$0 , 1, 2,3$

帧 , 当前时刻 , 收到了

$1$

号确认帧 ,

$0, 2$

号帧出现超时 , 则需要重发哪些帧

$?$

SR 协议是收到一帧 , 确认一帧 ;

$1$

号帧已经确认 , 不用重发 ;

$0 , 2$

帧超时 , 必须重发 ;

$3$

号帧等待确认 , 当前时刻不用管 , 如果超时 , 就需要重发 , 当前没有超时 , 等待即可 ;

因此最终只需要重发

$0 , 2$

数据帧 ;

参考博客 : 【计算机网络】数据链路层 : 选择重传协议 SR ( 帧分类 | “发送方“ 确认帧、超时事件 | “接受方“ 接收帧机制 | 滑动窗口长度 | 计算示例 )★

四、差错控制 ( 检错 | 纠错 ) ★

生成多项式最高次幂 = FCS 帧检验序列个数

上述数值加上

$1$

等于生成多项式二进制个数

1 . 奇偶校验码组成 :

① 信息元 :

$n-1$

位 ; 要发送的有效数据 ;

② 校验元 :

$1$

位 ; 冗余码 ;

③ 奇校验码 :

$1$

的个数为奇数 ; 冗余位

$1$

;

④ 偶校验码 :

$1$

的个数为偶数 ; 冗余位

$0$

;

2 . CRC 循环冗余码

发送数据

$1101 0110 11$

, 使用 CRC 循环冗余码 , 生成多项式是

$10011$

, 求最终的发送数据

$?$

最终发送的数据组成 : 原始数据

$1101 0110 11$

+ 帧检验序列 FCS ;

计算帧检验序列 FCS :

① 数据加冗余码位数个

$0$

: 首先确定冗余码位数 , 冗余码的位数是生成多项式的阶 , 即生成多项式

$10011$

的总位数减去

$1$

, 相当于离散数学中的生成函数的最高位次幂 ; FCS 的位数是

$4$

位 ;

生成多项式是

$N$

位 , 那么阶就是

$N-1$

位 , FCS 帧检验序列就是

$N-1$

位 ;

数据加

$4$

个

$0$

后为

$1101 0110 11 0000$

② 模

$2$

除法 : 数据加上

$0$

后 , 除以生成多项式 , 余数就是 FCS 帧检验序列 ;

二进制除法 , 与十进制除法不同的是 , 每个除法相除的计算是异或操作 ;

异或运算 : 同

$0$

, 异

$1$

;

模

$2$

除法计算过程分析 :

$11010$

异或

$10011$

计算得到

$1001$

, 然后下一位

$1$

落下来 , 得到

$10011$

;

$10011$

异或

$10011$

计算得到

$00000$

, 然后下面

$5$

位落下来 , 得到

$10110$

;

$10110$

异或

$10011$

计算得到

$101$

, 然后下

$2$

位落下来 , 得到

$10100$

;

$10100$

异或

$10011$

计算得到

$1110$

最终计算出来的帧检验序列是

$1110$

;

最终发送的数据是 :

$1101 0110 11$

$1110$

接收端接收数据并校验 :

① 检验过程 : 接收端接收上述

$1101 0110 11$

$1110$

数据 , 将上述数据与生成多项式

$10011$

相除 , 如果余数为

$0$

说明该数据帧没有差错 ;

② 结果判定 : 如果余数不为

$0$

, 说明数据帧错误 , 而且不知道哪里出现错误 , 丢弃该数据帧 , 重新发送 ;

3 . 生成多项式 :

$G(x) = x^3 + x^2 + 1$

相当于 :

$G(x) = x^3 + x^2 + 0x^1 + x^0$

对应的模二运算的除数 :

$1101$

;

$x$

的

$0$

次幂系数为

$1$

, 对应第

$0$

位为

$1$

;

$x$

的

$1$

次幂系数为

$0$

, 对应第

$1$

位为

$0$

;

$x$

的

$2$

次幂系数为

$1$

, 对应第

$2$

位为

$1$

;

$x$

的

$3$

次幂系数为

$1$

, 对应第

$3$

位为

$1$

;

生成多项式对应的二进制数 , 总位数是最高次幂加一 , 每一位是对应位前的系数

$0$

或

$1$

;

参考博客 : 【计算机网络】数据链路层 : 差错控制 ( 检错编码 | 奇偶校验码 | CRC 循环冗余码 )★

4 . 纠错编码海明码

五、介质访问控制 ★★

1、介质访问控制 ★

介质访问控制 : 使广播网络中 , 两个节点之间的通信不会发生干扰的措施 ; 可以划分为以下两种类型 :

静态划分信道
动态划分信道

静态划分信道 : 信道划分介质访问控制 ;

① 频分多路复用 FDM ( Frequency )

② 时分多路复用 TDM ( Time )

③ 波分多路复用 WDM ( Wave )

④ 码分多路复用 CDM ( Code )

动态分配信道 :

① 轮询访问介质访问控制 : 令牌环传递协议 ;

② 随机访问介质访问控制 :

ALOHA 协议
CSMA 协议
CSMA / CD 协议
CSMA / CA 协议

2、静态划分信道 ★

1 . 频分多路复用 FDM :

① 一直持有频带 : 用户分配到频带后 , 通信过程中一直占用该频带 ;

② 频率带宽资源 ( Hz ) : 频分复用所有用户 , 同样式样占用不同的频率带宽资源 , 频率带宽是赫兹单位 ;

频分多路复用 FDM 优点 :

① 效率高 : 充分利用介质带宽 , 传输效率较高 ;

② 实现简单 : 该技术比较成熟 , 实现简单 ;

2 . 时分多路复用 TDM :

① 划分等长帧 : 将时间划分为若干等长的时分复用帧 ( TDM 帧 ) ;

② TDM 帧 : 是在物理层传送的比特流所划分的帧 , 标志一个周期 ;

③ 固定时隙 : 每个时分复用用户 , 在每个 TDM 帧中 , 占用固定序号的时隙 ;

④ 轮流使用 : 所有用户轮流占用信道 ;

整个信道的速率是 8000 比特 / 秒 , 如果将信道划分为

$4$

个 TDM 帧 , 那么每个用户的速率最高是 2000 比特 / 秒 ;

3 . 波分复用 WDM :

① 本质 : 光的频分多路复用 ;

② 不同波长光 : 在光纤中 , 传输多种不同波长的光信号 , 波长不同 , 各路光信号互不干扰 ;

③ 分离信号 : 使用波长分解复用器将各路播放分解出来 ;

4 . 码分多路复用 CDM :

码分多址 ( CDMA ) 是码分多路复用 CDM 的一种重要形式 ;

$1$

个比特分为多个码片 ( 芯片 ) , 每个站点被指定一个唯一的

$m$

位芯片序列 ;

发送

$1$

时 , 站点发送芯片序列 , 发送

$0$

时 , 站点发送芯片序列反码 ;

$A , B$

两个主机 , 发送数据到

$C$

主机 ;

主机

$A$

发送

$0$

数据 , 主机

$B$

发送

$1$

数据 , 其发送的每个比特 , 都对应一个

$m$

位的芯片序列 , 一般情况下芯片序列的长度是

$64$

或

$128$

位 , 这里为了方便演示 , 设置芯片序列长度为

$8$

位 ;

数据不冲突前提 ( 芯片序列正交 ) : 多个站点 , 同时发出数据时 , 各个站点 , 芯片序列必须满足相互正交的前提 ; 只要芯片正交 , 就不会出现冲突 ;

芯片序列正交计算 : 芯片序列对应位相乘 , 然后相加 , 除以总位数 ;

数据合并 : 将信道中的芯片序列按位线性相加 , 合并后的芯片序列位数相同 ;

数据分离 : 合并的数据和源站芯片序列 规格化内积 ;

规格化内积计算 : 合并后的数据与源站芯片序列 , 按位相乘 , 再相加 , 最后除以芯片序列位数 , 如果得到

$+1$

说明是数据

$1$

, 如果得到

$-1$

说明是数据

$0$

;

芯片序列与芯片序列反码 :

$A$

主机中的

$1$

数据 , 对应芯片序列

$( +1 , -1 , -1 , +1 , +1 , +1 , +1 , -1 )$

;

$A$

主机中的

$0$

数据 , 对应芯片序列

$( -1 , +1 , +1 , -1 , -1 , -1 , -1 , +1 )$

$0$

数据的芯片序列是

$1$

数据芯片序列的反码 ;

$B$

主机中的

$1$

数据 , 对应芯片序列

$( -1 , +1 , -1 , +1 , -1 , +1 , +1 , +1 )$

;

$B$

主机中的

$0$

数据 , 对应芯片序列

$( +1 , -1 , +1 , -1 , +1 , -1 , -1 , -1 )$

$0$

数据的芯片序列是

$1$

数据芯片序列的反码 ;

芯片序列正交验证计算 : 如果

$A,B$

两台主机之间的芯片序列可以正交 , 那么其发送数据就不会冲突 ;

主机

$A$

的

$1$

数据芯片序列

$( +1 , -1 , -1 , +1 , +1 , +1 , +1 , -1 )$

, 与主机

$B$

中

$1$

数据芯片序列

$( -1 , +1 , -1 , +1 , -1 , +1 , +1 , +1 )$

正交 ;

正交计算 : 每个对应位按位相乘 , 然后相加 , 除以位数 ; 如果为

$0$

, 说明两个芯片序列正交 ;

$\begin{array}{lcl} \\\\ \cfrac{( +1 \times -1 ) + ( -1 \times +1 ) + ( -1 \times -1 ) + ( +1 \times +1 ) + ( +1 \times -1 ) + ( +1 \times +1 ) + ( +1 \times +1 ) + ( -1 \times +1 ) }{8} \\\\ =\cfrac{-1 + (-1) + 1 + 1 + (-1) + 1 + 1 + (-1)}{8} \\\\ = 0 \end{array}$

数据合并 : 将芯片数据线性相加即可 ;

$A$

主机发送

$0$

数据 ,

$B$

主机发送

$1$

数据 , 那么对应的合并的数据是 :

$A$

主机

$0$

数据对应芯片序列

$( -1 , +1 , +1 , -1 , -1 , -1 , -1 , +1 )$

$B$

主机

$1$

数据对应芯片序列

$( -1 , +1 , -1 , +1 , -1 , +1 , +1 , +1 )$

$\begin{array}{lcl} \\\\ ( -1 -1 , +1 + 1, +1 - 1 , -1 + 1, -1 - 1, -1 + 1, -1 + 1 , +1 + 1) \\\\ =( -2 , +2 , 0, 0 , -2, 0 , 0 , +2) \end{array}$

数据分离 :

$C$

设备收到

$( -2 , +2 , 0, 0 , -2, 0 , 0 , +2)$

芯片序列 , 将该序列与

$A$

主机芯片序列进行规格化内积 ;

规格化内积 : 对应位相乘 , 求总和 , 然后除以芯片序列总的位数

$8$

;

规格化内积计算过程 : 对应位相乘 , 然后将

$8$

个相乘结果相加 , 最后除以

$8$

;

主机

$A$

芯片序列是

$( +1 , -1 , -1 , +1 , +1 , +1 , +1 , -1 )$

;

$\begin{array}{lcl} \\\\ 规格化内积 = ( -2 , +2 , 0, 0 , -2, 0 , 0 , +2) \bullet ( +1 , -1 , -1 , +1 , +1 , +1 , +1 , -1 ) \\\\ = \cfrac{ ( -2 \times +1) + ( +2 \times -1) + ( 0 \times -1) + ( 0 \times +1) + ( -2 \times +1) + ( 0 \times +1) + ( 0 \times +1) + ( +2 \times -1) }{8} \\\\ = \cfrac{ -2 - 2 + 0+0 - 2 +0 + 0+ - 2 }{8} \\\\ = -1 \end{array}$

计算结果是

$-1$

, 说明主机

$A$

发送的数据是

$0$

;

3、动态划分信道 ( 轮询访问 ) ★

令牌传递协议 :

① 令牌帧 : 特殊格式的 MAC 控制帧 , 没有任何信息 ;

② 令牌作用 : 控制信道使用 , 确保同一时刻 , 只有一个站点独占信道 ;

③ 发送数据前提 : 每个节点都可以在令牌持有时间内 , 获得发送数据的权利 , 该时间并不是无限持有的 , 有时间限制 ;

令牌传递协议特点 :

① 优点 : 令牌环网没有数据碰撞冲突 ;

② 缺点 :

令牌开销
等待延迟
单点故障

令牌传递协议应用场景 : 令牌传递协议应用于令牌环网 ;

物理上是星型拓扑结构
逻辑上是环形拓扑结构

令牌传递协议 , 常用于负载较重 , 通信量较大的网络 ;

参考博客 : 【计算机网络】数据链路层 : 轮询访问介质访问控制 ( 轮询协议 | 令牌传递协议 )

4、动态划分信道 ( 随机访问 ) ★

1 . ALOHA 协议

( 1 ) 纯 ALOHA 协议 :

不监听信道 ;
随机发送 : 不按照时间槽发送 , 也就是随机发送 ;
想发就发 ;

冲突检测、处理 :

① 出现冲突 : 如果发送时 , 出现了冲突 , 数据被丢弃 , 或部分出错 , 发送失败 ;

② 接收方处理 : 接收方没有收到数据 , 或收到错误数据 , 那么向发送方发送错误信息 , 或者干脆不回送确认信息 ;

③ 发送方处理 : 如果发送方在超时时间内没有收到接收方的确认信息 , 那么就重传之前的数据 ;

( 2 ) 时隙 ALOHA 协议 :

① 时间片分割 : 将时间分成若干相同的时间片 ;

② 接入信道 : 所有用户在每个时间片开始时 , 同步接入网络信道 ;

③ 冲突机制 : 如果接入信道时某用户与其它用户发生冲突 , 那么等到下一个时间片再开始发送 ;

参考博客 : 【计算机网络】数据链路层 : ALOHA 协议 ( 纯 ALOHA 协议 | 时隙 ALOHA 协议 )

2 . CSMA 协议 ( 载波监听多路访问协议 )

CSMA 协议 :

① 全称 : Carrier Sense Multiple Access , 载波监听多路访问协议 ;

② CS : Carrier Sense , 载波监听 , 每个站点发送数据前 , 先检测总线上是否有其它站点在发送数据 ;

③ MA : 多点接入 , 多个主机连接在同一条总线上 ;

ALOHA 协议与 CSMA 协议对比 :

ALOHA 协议 , 不听就说 ;
CSMA 协议 , 先听再说 ;

参考博客 : 【计算机网络】数据链路层 : CSMA 协议 ( 载波监听多路访问协议 | 监听 | 1-坚持 CSMA | 非坚持 CSMA | p-坚持 CSMA )

3 . CSMA/CD 协议

CSMA/CD 协议 :

① 全称 : Carrier Sense Multiple Access With Collision Detection , 载波监听多点接入 / 碰撞检测协议 ;

② CS : Carrier Sense , 载波监听 , 每个站点发送数据前 , 和发送数据过程中 , 先检测总线上是否有其它站点在发送数据 ;

③ MA : Multiple Access , 多点接入 , 多个主机连接在同一条总线上 ; 该协议应用于总线型网络中 ;

④ CD : Collision Detection , 碰撞检测 , 适配器一边发送 , 一边监听 , 检测信道上电压变化用于判断本站点发送数据时 , 其它站点是否也在发送你数据 ; 由此可以看出 , 该协议用于半双工网络中 ;

电磁波传输时间导致冲突 : 先监听了信道 , 但是还是会发生冲突 , 电磁波在信道上是以有限速度传播的 , 如果电磁波没有到本站点 , 当时检测肯定是没有信号 , 但是等到本站点向外发出数据时 , 突然检测到有信号 , 这里电磁波传输的时间差 , 就造成了这种误差 ;

ALOHA 协议与 CSMA 协议对比 :

ALOHA 协议 , 不听就说 ;
CSMA 协议 , 先听再说 ;
CSMA/CD 协议 , 先听再说 , 边听边说 ;

参考博客 : 【计算机网络】数据链路层 : CSMA/CD 协议 ( 载波监听多点接入 / 碰撞检测协议 | 单程端到端传播时延 | 截断二进制指数规避算法 | 计算示例 | 最小帧长问题 )★

4 . CSMA/CA 协议 : ( 仅作了解 )

① 全称 : Carrier Sense Multiple Access With Collision Avoidance , 载波监听多点接入 / 碰撞避免协议 ;

② CS : Carrier Sense , 载波监听 , 每个站点发送数据前 , 和发送数据过程中 , 先检测总线上是否有其它站点在发送数据 ;

③ MA : Multiple Access , 多点接入 , 多个主机连接在同一条总线上 ; 该协议应用于总线型网络中 ;

④ CA : Collision Avoidance , 碰撞避免 ;

随机访问介质访问控制协议对比 :

ALOHA 协议 , 不听就说 ;
CSMA 协议 , 先听再说 ;
CSMA/CD 协议 , 先听再说 , 边听边说 ;
CSMA/CA 协议 , 先听再说 , 边听边说 ;

参考博客 : 【计算机网络】数据链路层 : CSMA/CA 协议 ( 载波监听多点接入 / 碰撞避免协议 | CSMA/CA 协议工作原理 | CSMA/CD 协议与 CSMA/CA 协议对比 )

5、CSMA/CD 相关计算 ★

1 . 引入一组概念 :

① 单程端到端传播时延 : 记作

$\tau$

;

② 碰撞检测最长时间 : 站点发出数据后 , 最多两倍的单程端到端时延

$2\tau$

后就可以得知出现了碰撞 ;

③

$2\tau$

概念 : 又称为 , 总线端到端往返传播时延 , 争用期 , 冲突窗口 , 碰撞窗口 ;

只要经过

$2\tau$

没有检测到碰撞 , 本次发送 , 一定没有碰撞 ;

2 . 截断二进制指数规避算法 :

① 争用期 : 确定基本退避时间 , 也就是争用期 , 两倍的单程端到端传播时延

$2\tau$

;

② 重传次数 : 定义参数

$k$

, 一定程度上相当于重传次数 ;

$k$

公式 :

$k$

取值不超过

$10$

, 公式为

$k=min( 重传次数 , 10 )$

;

当重传次数不超过

$10$

时 :

$k = 重传次数$

当重传次数大于

$10$

时 :

$k=10$

;

③ 取随机数 : 从整数集合

$[0, 2^k - 1]$

中 , 取出随机数

$r$

, 重传时间就是

$r \times 2\tau$

;

④ 重传次数限制 : 当重传

$16$

次都失败时 , 说明网络拥塞严重 , 直接丢弃该帧 , 向上层报告出错 ;

示例 :

① 第

$1$

次重传 ,

$k=1$

, 从

$[0, 1]$

区间中 , 即

$\{ 0 , 1\}$

中随机取一个值 ,

$r$

;

如果

$r = 0$

, 重传时间是

$0$

;

如果

$r = 1$

, 重传时间是

$2\tau$

;

② 第

$1$

次重传 ,

$k=2$

, 从

$[0, 3]$

区间中 , 即

$\{ 0 , 1 , 2 ,3\}$

中随机取一个值 ,

$r$

;

如果

$r = 0$

, 重传时间是

$0$

;

如果

$r = 1$

, 重传时间是

$2\tau$

;

如果

$r = 2$

, 重传时间是

$4\tau$

;

如果

$r = 3$

, 重传时间是

$6\tau$

;

③ 第

$3$

次重传 ,

$k=3$

, 从

$[0, 7]$

区间中 , 即

$\{ 0 , 1 , 2 ,3 , 4, 5, 6, 7\}$

中随机取一个值 ,

$r$

;

如果

$r = 0$

, 重传时间是

$0$

;

如果

$r = 1$

, 重传时间是

$2\tau$

;

如果

$r = 2$

, 重传时间是

$4\tau$

;

如果

$r = 3$

, 重传时间是

$6\tau$

;

如果

$r = 4$

, 重传时间是

$8\tau$

;

如果

$r = 5$

, 重传时间是

$10\tau$

;

如果

$r = 6$

, 重传时间是

$12\tau$

;

如果

$r = 7$

, 重传时间是

$14\tau$

;

3 . 截断二进制指数规避算法计算示例 :

在以太网二进制回退算法中 , 碰撞

$11$

次后 , 随机数

$r$

的选择范围是多少

$?$

随机数

$r$

是根据参数

$k$

确定的 , 参数

$k$

是重传次数和

$10$

中较小的值 , 重传次数小于等于

$10$

次时 ,

$k = 重传次数$

, 重传次数大于等于

$11$

次时 ,

$k = 10$

;

随机数

$r$

的取值范围是

$[0, 2^k - 1]$

, 代入

$k=10$

;

取值范围是

$[0 , 2^{10} - 1]$

, 随机数

$r$

的范围是

$[0 , 1023]$

之间的值 ;

4 . 最小帧长问题

检测到碰撞时 , 需要暂停帧的发送 , 如果帧太短 , 就会导致一次性发送完毕 , 无法暂停 , 这里需要在检测到碰撞时 , 帧还没有发送结束 ;

帧的传输时延至少要大于

$2\tau$

;

$帧的传输时延 = \cfrac{帧长度 ( 比特 )}{ 数据传输速率 }$

$\cfrac{帧长度 ( 比特 )}{ 数据传输速率 } \geq 2\tau$

$帧长度 ( 比特 )\geq 2\tau \times 数据传输速率$

最小帧长度是

$2\tau \times 数据传输速率$

比特 ;

以太网规定最短帧长度是 64 字节 , 小于 64 字节的帧都是由于冲突终止的无效帧 ;

六、局域网

参考博客 :

七、广域网

参考博客 :

八、数据链路层设备

冲突域 : 同一个冲突域中 , 每个节点都能收到被发送的数据帧 ; 同一时间只能有一台设备发送信息的范围 ;

广播域 : 网络中能收到任何一台设备发出的广播帧的设备的集合 ; 某站点发出一个广播信号 , 所有能接受这个信号的设备范围 , 称为广播域 ;

物理层设备 : 中继器 , 集线器 ;

不能隔离冲突域
不能隔离广播域

数据链路层设备 : 网桥 , 交换机 ;

能隔离冲突域
不能隔离广播域

网络层设备 : 路由器 ;

能隔离冲突域
能隔离广播域

参考博客 : 【计算机网络】数据链路层 : 数据链路层设备 ( 物理层扩展以太网 | 网桥 | 透明网桥 | 源路由网桥 | 交换机 | 以太网交换机 | 冲突域 | 广播域 | 各层设备隔离冲突域广播域情况 )★

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局域网

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