【正文】 檢錯重發(fā)，即收方可以檢測出收到的幀中有差錯，于是就讓發(fā)方重復(fù)發(fā)送這一幀，直到收方正確收到這一幀為止。當所傳數(shù)據(jù)中的比特組合恰巧與某一個控制信息完全一樣時，就必須采取適當?shù)拇胧?，使收方不會將這樣的數(shù)據(jù)誤認為是某種控制信息。 停止等待協(xié)議 完全理想化的數(shù)據(jù)傳輸 具有最簡單流量控制的數(shù)據(jù)鏈路層協(xié)議 實用的停止等待協(xié)議 循環(huán)冗余檢驗的原理 停止等待協(xié)議的算法 停止等待協(xié)議的定量分析 完全理想化的數(shù)據(jù)傳輸 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(yīng)用層 運輸層 網(wǎng)絡(luò)層 物理層 鏈路層 應(yīng)用層 運輸層 網(wǎng)絡(luò)層 物理層 鏈路層 網(wǎng)絡(luò)層 物理層 鏈路層 網(wǎng)絡(luò)層 物理層 鏈路層 網(wǎng)絡(luò)層 物理層 R1 R2 R3 H1 H2 從層次上來看數(shù)據(jù)的流動 完全理想化的數(shù)據(jù)傳輸 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(yīng)用層 運輸層 網(wǎng)絡(luò)層 物理層 鏈路層 應(yīng)用層 運輸層 網(wǎng)絡(luò)層 物理層 鏈路層 網(wǎng)絡(luò)層 物理層 鏈路層 網(wǎng)絡(luò)層 物理層 鏈路層 網(wǎng)絡(luò)層 物理層 R1 R2 R3 H1 H2 僅從數(shù)據(jù)鏈路層觀察幀的流動 完全理想化的數(shù)據(jù)傳輸 兩臺計算機通過一條通信鏈路進行通信的筒化模型： 數(shù)據(jù)鏈路層 主 機 A 緩存 主 機 B 數(shù)據(jù)鏈路 AP2 AP1 緩存 發(fā)送方 接收方 幀 高層 幀 ?完全理想化的數(shù)據(jù)傳輸所基于的兩個假定 ? 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。但是，仍然保留第一個假定，即主機 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。 (2) 將數(shù)據(jù)幀送到數(shù)據(jù)鏈路層的發(fā)送緩存。 在接收結(jié)點： (1) 等待。 (5) 轉(zhuǎn)到 (1)。 ? 解決重復(fù)幀的問題 ?如果是確認幀丟失，則超時重傳將使主機 B收到兩個相同的數(shù)據(jù)幀，這就是 重復(fù)幀 。這時應(yīng)丟棄重復(fù)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。 ? 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。 ? 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。 ?假設(shè)待傳送的數(shù)據(jù) M = 1010001101（共 k bit）。 ? 冗余碼的計算舉例 ? 設(shè) n = 5, P = 110101， M = 1010001101模 2 運算的結(jié)果是： 商 Q = 1101010110，余數(shù) R = 01110。 ? 一旦檢測出差錯 ， 就 丟棄 這個出現(xiàn)差錯的幀 。 (3) N(S)← V(S)。 {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)。 (2) 等待。 (6) n←V(R) ； 發(fā)送確認幀 ACKn，轉(zhuǎn)到 (2)。 ? 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。 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。 ? 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。 ? 若收到對其中某一幀的否認幀，則從該幀開始的后繼幀全部重發(fā)。 (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。但若在所設(shè)置的超時時間到了而未收到確認幀，就要重傳相應(yīng)的數(shù)據(jù)幀。 若傳輸信道的傳輸質(zhì)量很差因而誤碼率較大時，連續(xù)ARQ協(xié)議不一定優(yōu)于停止等待協(xié)議。 注意： 停止等待協(xié)議 歸一化吞吐量 ? ? (1 ? p) / ? 連續(xù) ARQ協(xié)議 歸一化吞吐量 ? ? (1 ? p) / [1+（ ? –1) p] 滑動窗口的概念 在連續(xù) ARQ協(xié)議中，應(yīng)當將已發(fā)送出去但未被確認的數(shù)據(jù)幀的數(shù)目加發(fā)限制。 ? 接收窗口 用來控制接收端可以接收哪些數(shù)據(jù)幀。 ? 若接收到的數(shù)據(jù)幀落在接收窗口之外，則一律將其丟棄。 ? 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。 ? 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。設(shè)WT=2n； ? 注意以下情況： ? 發(fā)送窗口：只有當收到對一個幀的確認，才會向前滑動一個幀的位置； ? 接收窗口：只有收到一個序號正確的幀，才會向前滑動一個幀的位置，且同時向發(fā)送端發(fā)送對該幀的確認?？紤]當接收窗口位于 0時，發(fā)送窗口的兩個極端狀態(tài)。 ? 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。 選擇重傳 ARQ 協(xié)議 ? 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。 ? 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。 ? 面向比特型 在這類規(guī)程中，采用特定的二進制序列 01111110作為幀的開始和結(jié)束，以一定的比特組合所表示的命令和響應(yīng)實現(xiàn)鏈路的監(jiān)控功能，命令和響應(yīng)可以和信息一起傳送。 ? 次站：在主站的控制下進行操作。 ? HDLC的基本工作原理（基本特征） 操作方式： ? 正常響應(yīng)方式 (NRM)：適用于不平衡鏈路結(jié)構(gòu)，即用于點 點和點 多點的鏈路結(jié)構(gòu)中。從站可以不必得到主站的允許就可以開始數(shù)據(jù)傳輸。在接收端只要找到標志字段就可確定一個幀的位置。接著再對比特流進行掃描。 ? 當暫時沒有信息傳送時，可以連續(xù)發(fā)送標志字段，使接收端可以一直和發(fā)送端保持同步。因此有效地址共有 254個。 HDLC 的許多重要功能都靠控制字段來實現(xiàn)。比特 24為發(fā)送序號 N(S)，而比特 68為接收序號 N(R)。監(jiān)督幀共有四種，取決于第 34比特的取值。 如： B3B4B6B7B8=00001，則其功能為 置正常響應(yīng)模式 。對方站收到 P=1的幀后，應(yīng)盡早地回答本站的狀態(tài)并將 F比特置 1。 ?P/F位的使用方法 主站 A先詢問 B站：“ B站，若有信息，請立刻發(fā)送”。最后在第 4個信息幀中將 F置 1，表示“我要發(fā)送的信息已發(fā)完”。接下去 A站輪詢 C站， P=1，雖然這時C站沒有數(shù)據(jù)發(fā)送，但也必須立即應(yīng)答。如果不使用 P/F比特，則收方不一定馬上發(fā)出確認幀，比如收方可以在發(fā)送自己的信息幀時，利用 N(R)把確認信息發(fā)出。 PPP 協(xié)議的工作原理 ? 現(xiàn)在使用得最多的數(shù)據(jù)鏈路層協(xié)議是 點對點協(xié)議 PPP 。 ? 鏈路控制協(xié)議 LCP (Link Control Protocol)： LCP負責創(chuàng)建，維護或終止一次物理連接。 可以支持多種網(wǎng)絡(luò)層協(xié)議 。 ?地址字段 A 只置為 0xFF。 ?PPP 是面向字節(jié)的，所有的 PPP 幀的長度都是整數(shù)字節(jié)。 – 若為 0xC021, 則信息字段是 PPP 鏈路控制數(shù)據(jù) LCP。 ?字符填充法 具體的做法是： (1) 將信息字段中出現(xiàn)的每一個 0x7E字節(jié)轉(zhuǎn)變成為 2字 節(jié)序列（ 0x7D， 0x5E）。 ?不提供使用序號和確認的可靠傳輸 ? PPP 協(xié)議之所以不使用序號和確認機制是出于以下的考慮： ? 在數(shù)據(jù)鏈路層出現(xiàn)差錯的概率不大時，使用比較簡單的 PPP 協(xié)議較為合理。 PPP 協(xié)議的工作狀態(tài) ? 當用戶撥號接入 ISP時，路由器的 Modem對撥號作出應(yīng)答，并建立一條物理連接。通信完畢， NCP釋放網(wǎng)絡(luò)層的連接，收回原來分配出去的 IP地址；接著LCP釋放數(shù)據(jù)鏈路層連接；最后釋放的是物理層的連接。鏈路兩端設(shè)備通過 LCP向?qū)Ψ桨l(fā)送配置信息報文。在認證完成之前，禁止從認證階段前進到網(wǎng)絡(luò)層協(xié)議階段。很明顯，這種驗證方式的安全性較差，第三方可以很容易的獲取被傳送的用戶名和口令，并利用這些信息與 NAS建立連接獲取 NAS提供的所有資源。遠程客戶必須使用MD5單向哈希算法（ oneway hashing algorithm）返回用戶名和加密的挑戰(zhàn)口令、會話 ID以及用戶口令，其中用戶名以非哈希方式發(fā)送。 ? PPP 協(xié)議的狀態(tài)圖 建立 失敗 失敗 NCP 配置 鑒別成功 通信 結(jié)束 載波 停止 檢測到 載波 雙方協(xié)商 一些選項 鑒別 網(wǎng)絡(luò) 打開 終止 靜止 作業(yè)： P91 30 3 321