1、課件制作人：謝希仁計算機網絡第 3 章 數據鏈路層課件制作人：謝希仁第 3 章 數據鏈路層*3.1 數據鏈路層的基本概念*3.2 停止等待協議3.2.1 完全理想化的數據傳輸3.2.2 具有最簡單流量控制的數據鏈路層協議3.2.3 實用的停止等待協議3.2.4 循環冗余檢驗的原理3.2.5 停止等待協議的算法3.2.6 停止等待協議的定量分析課件制作人：謝希仁第 3 章 數據鏈路層（續）*3.3 連續 ARQ 協議3.3.1 連續 ARQ 協議的工作原理3.3.2 連續 ARQ 協議的吞吐量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 協議課件制作人：謝希

2、仁第 3 章 數據鏈路層（續）*3.5 面向比特的鏈路層協議 HDLC3.5.1 HDLC 協議概述3.5.2 HDLC 的幀結構*3.6 因特網的點對點協議 PPP 3.6.1 PPP 協議的工作原理 3.6.2 PPP 協議的幀格式 3.6.3 PPP 協議的工作狀態課件制作人：謝希仁3.1 數據鏈路層的基本概念 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點。n一條鏈路只是一條通路的一個組成部分。n數據鏈路(data link) 除了物理線路外，還必須有通信協議來控制這些數據的傳輸。若把實現這些協議的硬件和軟件加到鏈路上，就構成了數據鏈路。n現在最常用的方法

3、是使用適配器（即網卡）來實現這些協議的硬件和軟件。n一般的適配器都包括了數據鏈路層和物理層這兩層的功能。 課件制作人：謝希仁數據鏈路層像個數字管道 n常常在兩個對等的數據鏈路層之間畫出一個數字管道，而在這條數字管道上傳輸的數據單位是幀。n早期的數據通信協議曾叫作通信規程(procedure)。因此在數據鏈路層，規程和協議是同義語。 結點結點幀幀課件制作人：謝希仁數據鏈路層的主要功能(1) 鏈路管理 (2) 幀定界 (3) 流量控制(4) 差錯控制 (5) 將數據和控制信息區分開 (6) 透明傳輸 (7) 尋址 課件制作人：謝希仁3.2 停止等待協議n先研究一下數據鏈路層的模型。課件制作人：謝希

4、仁數據鏈路層的簡化模型局域網廣域網主機 H1主機 H2路由器 R1路由器 R2路由器 R3電話網局域網主機 H1 向 H2 發送數據鏈路層應用層運輸層網絡層物理層鏈路層應用層運輸層網絡層物理層鏈路層網絡層物理層鏈路層網絡層物理層鏈路層網絡層物理層R1R2R3H1H2從層次上來看數據的流動課件制作人：謝希仁數據鏈路層的簡化模( 續）局域網廣域網主機 H1主機 H2路由器 R1路由器 R2路由器 R3電話網局域網主機 H1 向 H2 發送數據鏈路層應用層運輸層網絡層物理層鏈路層應用層運輸層網絡層物理層鏈路層網絡層物理層鏈路層網絡層物理層鏈路層網絡層物理層R1R2R3H1H2僅從數據鏈路層觀察幀的流

5、動課件制作人：謝希仁3.2.1 完全理想化的數據傳輸數據鏈路層主機 A緩存主機 B數據鏈路AP2AP1緩存發送方接收方幀高層幀課件制作人：謝希仁完全理想化的數據傳輸所基于的兩個假定 n假定 1： 鏈路是理想的傳輸信道，所傳送的任何數據既不會出差錯也不會丟失。n假定 2： 不管發方以多快的速率發送數據，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據的速率永遠不會低于發送端發送數據的速率。 課件制作人：謝希仁3.2.2 具有最簡單流量控制的數據鏈路層協議n現在去掉上述的第二個假定。但是，仍然保留第一個假定，即主機 A 向主機 B傳輸數據的信道仍然是無差錯的理想信道

6、。然而現在不能保證接收端向主機交付數據的速率永遠不低于發送端發送數據的速率。n由收方控制發方的數據流，乃是計算機網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據鏈路層協議算法在發送結點： (1) 從主機取一個數據幀。 (2) 將數據幀送到數據鏈路層的發送緩存。 (3) 將發送緩存中的數據幀發送出去。 (4) 等待。 (5) 若收到由接收結點發過來的信息(此信息 的格式與內容可由雙方事先商定好)，則 從主機取一個新的數據幀，然后轉到(2)。課件制作人：謝希仁具有最簡單流量控制的數據鏈路層協議算法（續）在接收結點： (1) 等待。 (2) 若收到由發送結點發過來的數據幀，

7、 則將其放入數據鏈路層的接收緩存。 (3) 將接收緩存中的數據幀上交主機。 (4) 向發送結點發一信息，表示數據幀已 經上交給主機。 (5) 轉到(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 實用的停止等待協議時間ABDATA0送主機ACKDATA1送主機ACK(a) 正常情況ABDATA0DATA0送主機ACK(c) 數據幀丟失重傳tout丟失 ！ABDATA0送主機ACKDATA0丟棄ACK(d) 確認幀丟

8、失重傳tout丟失 ！ABDATA0NAKDATA0送主機ACK(b) 數據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結點A發送完一個數據幀時，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而仍收不到結點 B 的任何確認幀，則結點 A 就重傳前面所發送的這一數據幀。n一般可將重傳時間選為略大于“從發完數據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使每一個數據幀帶上不同的發送序號。每發送一個新的數據幀就把它的發送序號加 1。 n若結點 B 收到發送序號相同的數據幀，就表明出現了重

9、復幀。這時應丟棄重復幀，因為已經收到過同樣的數據幀并且也交給了主機 B。n但此時結點 B 還必須向 A 發送確認幀 ACK，因為 B 已經知道 A 還沒有收到上一次發過去的確認幀 ACK。 課件制作人：謝希仁幀的編號問題 n任何一個編號系統的序號所占用的比特數一定是有限的。因此，經過一段時間后，發送序號就會重復。 n序號占用的比特數越少，數據傳輸的額外開銷就越小。 n對于停止等待協議，由于每發送一個數據幀就停止等待，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：謝希仁幀的發送序號 n數據幀中的發送序號 N(S) 以 0 和 1 交替的方式出現在數據幀中

10、。n每發一個新的數據幀，發送序號就和上次發送的不一樣。用這樣的方法就可以使收方能夠區分開新的數據幀和重傳的數據幀了。 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差錯，但由于數據鏈路層的停止等待協議采用了有效的檢錯重傳機制，數據鏈路層對上面的網絡層就可以提供可靠傳輸的服務。 課件制作人：謝希仁3.2.4 循環冗余檢驗的原理 n在數據鏈路層傳送的幀中，廣泛使用了循環冗余檢驗 CRC 的檢錯技術。n假設待傳送的數據 M = 1010001101（共k bit）。我們在M的后面再添加供差錯檢測用的 n bit 冗余碼一起發送。 課件制作人：謝希仁冗余碼的計算 n用二進制的模 2 運算進

11、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 的數除以事先選定好的長度為 (n + 1) bit 的數 P，得出商是 Q 而余數是 R，余數 R 比除數 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 運算的結果是：商 Q = 1101010110， 余數R = 01110。n將余數 R 作為冗余碼添加在數據 M 的后面發送出去，即發送的數據是101000110101110，或 2nM + R。 課件制作人：謝希仁 1101010110 Q 商 除數 P 110101 10100

12、0110100000 2nM 被除數 110101 111011 110101 111010 110101 111110 110101 101100 110101 110010 110101 01110 R 余數循環冗余檢驗的原理說明 課件制作人：謝希仁幀檢驗序列 FCS n在數據后面添加上的冗余碼稱為幀檢驗序列 FCS (Frame Check Sequence)。n循環冗余檢驗 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 是添加在數據后面的冗余碼。nFCS 可以用 CRC 這種方法得出，但 CRC 并非用來獲得 FCS 的惟一方法。 課件制作人：謝希仁

13、檢測出差錯 n只要得出的余數 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了差錯。n一旦檢測出差錯，就丟棄這個出現差錯的幀。n只要經過嚴格的挑選，并使用位數足夠多的除數 P，那么出現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僅用循環冗余檢驗 CRC 差錯檢測技術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”（有差錯的幀就丟棄而不接受）。n要做到“可靠傳輸”（即發送什么就收

14、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 停止等待協議的算法n這里不使用否認幀（實用的數據鏈路層協議大都是這樣的），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 號幀已經收到，現在期望接收第 n 號幀”。nACK1 表示“0 號幀已收到，現在期望接收的下一幀是 1 號幀”；nACK0 表示“1 號幀已收到，現在期望接收的下一幀是 0 號幀”。 課件制作人：謝希仁在發送結點 (1) 從主機取一個數據幀，送交發送緩存。(2) V(S)0。 (3) N(S)V(S)。(4) 將發送緩存中的數據幀發送出去。 (5) 設置超時計時器。(6) 等待。 等

15、待以下(7)和(8)這兩個事件中最先出現的一個(7) 收到確認幀 ACKn， 若 n = 1 V(s)，則： 從主機取一個新的數據幀，放入發送緩存； V(S)1 V(S)，轉到 (3)。 否則，丟棄這個確認幀，轉到(6)。 (8) 若超時計時器時間到，則轉到(4)。課件制作人：謝希仁在接收結點 (1) V(R)0。(2) 等待。(3) 收到一個數據幀； 若 N(S) = V(R)，則執行(4)； 否則丟棄此數據幀，然后轉到(6)。(4) 將收到的數據幀中的數據部分送交上層軟件 （也就是數據鏈路層模型中的主機）。(5) V(R)1 V(R)。(6) nV(R)； 發送確認幀 ACKn，轉到(2)

16、。 課件制作人：謝希仁停止等待協議的要點n只有收到序號正確的確認幀 ACKn 后，才更新發送狀態變量 V(S)一次，并發送新的數據幀。n接收端接收到數據幀時，就要將發送序號 N(S) 與本地的接收狀態變量 V(R) 相比較。n若二者相等就表明是新的數據幀，就收下，并發送確認。n否則為重復幀，就必須丟棄。但這時仍須向發送端發送確認幀 ACKn，而接收狀態變量 V(R) 和確認序號 n 都不變。 課件制作人：謝希仁停止等待協議的要點（續）n連續出現相同發送序號的數據幀，表明發送端進行了超時重傳。連續出現相同序號的確認幀，表明接收端收到了重復幀。 n發送端在發送完數據幀時，必須在其發送緩存中暫時保留

17、這個數據幀的副本。這樣才能在出差錯時進行重傳。只有確認對方已經收到這個數據幀時，才可以清除這個副本。 課件制作人：謝希仁停止等待協議的要點（續）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發送端對出錯的數據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 停止等待協議的定量分析n設 tf 是一個數據幀的發送時間，且數據幀的長度是固定不變的。顯然，數據幀

18、的發送時間 tf 是數據幀的長度 lf (bit)與數據的發送速率 C (bit/s)之比，即 tf = lf /C = lf /C (s) （3-1） n發送時間 tf 也就是數據幀的發送時延。n數據幀沿鏈路傳到結點B還要經歷一個傳播時延 tp。n結點 B 收到數據幀要花費時間進行處理，此時間稱為處理時間 tpr，發送確認幀 ACK 的發送時間為 ta。 課件制作人：謝希仁停止等待協議中數據幀和確認幀的發送時間關系 ABDATADATAACK傳播時延 tp處理時間 tpr確認幀發送時間 ta傳播時延 tp處理時間 tprtT時間兩個成功發送的數據幀之間的最小時間間隔數據幀的發送時間tf設置的

19、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：數據幀發送完畢后若經過了這樣長的時間還沒有收到確認幀，就重傳這個數據幀。 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：謝希仁簡單的數學分析 n兩個發送成功的數據幀之間的最小時間間隔是 tT = tf + tout = tf + 2tp (3-4) n設數據幀出現差錯(包括幀丟失)的概率為 p，但假設確認幀不

20、會出現差錯。n設正確傳送一個數據幀所需的平均時間 tav tav = tT ( 1 + 一個幀的平均重傳次數) 課件制作人：謝希仁簡單的數學分析（續） 一幀的平均重傳次數 = 1 P重傳次數為 1 + 2 P重傳次數為 2 + 3 P重傳次數為 3 + = 1 P第 1 次發送出錯 P第 2 次發送成功 + 2 P第 1, 2 次發送出錯 P第 3 次發送成功 + 3 P第 1, 2, 3 次發送出錯 P第 4 次發送成功 + = p(1 p) + 2p2(1 p) + 3p3(1 p) + 這里 PX 是出現事件 X 的概率。 課件制作人：謝希仁簡單的數學分析（續） 得出正確傳送一個數據幀所

21、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：謝希仁簡單的數學分析（續） 每秒成功發送的最大幀數就是鏈路的最大吞吐量 max。顯然， max = 1/tav = (1 p) / tT (3-6)在發送端，設數據幀的實際到達率為，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 是 tT 的歸一化時間： tT / tf 1 (3-9)當重傳時間遠小于發送時間時

22、， 1，此時的歸一化吞吐量 1 p (3-10) 課件制作人：謝希仁停止等待協議 ARQ 的優缺點 n優點：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據比特填滿。n為了克服這一缺點，就產生了另外兩種協議，即連續 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 ARQ 協議3.3.1 連續 ARQ 協議的工作原理 n在發送完一個數據幀后，不是停下來等待確認幀，而是可以連續再發送若干個數據幀。n如果這時收到了接收端發來的確認幀，那么還可以接著發送數據幀。n由于減少了等待時間，整個通信的吞吐量就提高了。 課件制作人：謝希仁連續 ARQ

23、協議的工作原理 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據幀。雖然在有差錯的 2號幀之后接著又收到了正確的 3 個數

24、據幀，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，但應重復發送已發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) 結點 A 在每發送完一個數據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，就要重傳相應的數據幀（仍需重新設置超時計時器）。 在等不到 2 號幀的確認而重傳

25、 2 號數據幀時，雖然結點 A 已經發完了 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 ARQ 又稱為Go-back-N ARQ，意思是當出現差錯必須重傳時，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 ARQ 協議的工作原理。協議在具體實現時還有許多的細節。例如，用一個計時器就可實現相當于 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 ARQ 協議的吞吐量 n可以很方便地導出連續 ARQ 協議的吞吐量公式。課件制作人：謝希仁3.3.3 滑動窗口的概念n發送端和接收端分別設定發送窗口和接收窗口

26、。n發送窗口用來對發送端進行流量控制。n發送窗口的大小 WT 代表在還沒有收到對方確認信息的情況下發送端最多可以發送多少個數據幀。 01234567012發送窗口WT不允許發送這些幀允許發送 5 個幀(a)01234567012不允許發送這些幀還允許發送 4 個幀WT已發送(b)01234567012不允許發送這些幀WT已發送(c)01234567012不允許發送這些幀還允許發送 3 個幀WT已發送 已發送并已收到確認(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據幀的發送序號落入接收窗口內才允許將該數據幀收下。 n若接收到的數據幀落在接收窗口之外，則一律將其丟棄。 n在

27、連續 ARQ 協議中，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（與此同時也發送了確認），發送窗口才有可能向前滑動。n收發兩端的窗口按照以上規律不斷地向前滑動，因此這種協議又稱為

28、滑動窗口協議。n當發送窗口和接收窗口的大小都等于 1時，就是停止等待協議。 課件制作人：謝希仁發送窗口的最大值 n當用 n 個比特進行編號時，若接收窗口的大小為 1，則只有在發送窗口的大小 WT 2n 1時，連續 ARQ 協議才能正確運行。n例如，當采用 3 bit 編碼時，發送窗口的最大值是 7 而不是 8。 課件制作人：謝希仁3.3.4 信道利用率n由于每個數據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)，所以即使連續不停地發送數據幀，信道利用率(即扣除全部的控制信息后的數據率與信道容量之比)也不可能達到 100 %。 n當出現差錯時(這是不可避免的)，數

29、據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若數據幀的幀長取得很短，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，則數據幀在傳輸過程中出錯的概率就增大，于是重傳次數將增大，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 協議 n可加大接收窗口，先收下發送序號不連續但仍處在接收窗口中的那些數據幀。等到所缺序號的數據幀收到后再一并送交主機。 n選擇重傳 ARQ 協議可避免重復傳送那些本來已經正確到達接收端的數據幀。n但我們付出的代價是在

30、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程 HDLC3.5.1 HDLC 協議概述n1974年，IBM 公司推出了面向比特的規程SDLC (Synchronous Data Link Control)。n后來 ISO 把 SDLC 修改后稱為 HDLC (High-level Data Link Control)，譯為高級數據鏈路控制，作為國際標準ISO 3309。nCCITT 則將 HDLC 再修改后稱為鏈路接入規程 LAP (Link

31、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 叫做鏈路接入規程(平衡型)。 課件制作人：謝希仁3.5.2 HDLC 的幀結構n標志字段 F (Flag) 為 6 個連續 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透明傳輸區間FCS 檢驗區間課件制作人：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 字段之間不會出現 6 個連續 1。n在發送端，當一串

32、比特流數據中有 5 個連續 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。每當發現 5 個連續 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 數據中某一段比特組合恰好出現和 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 字段發送端在 5 個連 1 之后填入 0 比特再發送出去填入 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 之后的 0 比特刪除，恢復原樣在此位置刪除填入的 0 比

33、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，就可實現數據鏈路層的透明傳輸。n當連續傳輸兩個幀時，前一個幀的結束標志字段 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，可以連續發送標志字段，使收端可以一直和發端保持同步。 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 bit，是最復雜的字段。HDLC 的許多重要功能都靠控制字

34、段來實現。 課件制作人：謝希仁3.6 因特網的點對點協議 PPP3.6.1 PPP 協議的工作原理n現在全世界使用得最多的數據鏈路層協議是點對點協議 PPP (Point-to-Point Protocol)。n用戶使用撥號電話線接入因特網時，一般都是使用 PPP 協議。 課件制作人：謝希仁用戶撥號入網的示意圖 路由器調制解調器調制解調器因特網服務提供者(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PC 機課件制作人：謝希仁PPP 協議 n1992 年制訂了 PPP 協議。經過 1993 年和 1994 年的修訂，現在的 PPP 協議已成為因特網的正式標準RFC 1661。 nPPP協議有三個組成部分 n一個將 IP 數據報封裝到串行鏈路的方法。n鏈路控制協議 LCP (Link Control Protocol)。n網絡控制協議 NCP (Network Control Protocol)。 課件制作人：謝希仁3.6.2 P