計算機網絡-數據鏈路層筆記

計算機網絡-數據鏈路層筆記

數據鏈路層的位置、功能和服務

爲什麼需要數據鏈路層？

• 物理層傳輸可能出現誤碼：差錯控制 Error Control
• 接收方要防止數據來的太快太多：流量控制 Flow Control
• 廣播信道中傳輸信息，需要尋址（Addressing）和介質訪問控制（Media access control）

數據鏈路層的位置和功能

• 數據鏈路層負責將數據以可靠、高效的方式從一個節點傳送到鏈路上相鄰的另一個節點
• 數據單位：幀 frame
• 功能:

功能	封裝成幀（Packetizing）	尋址（Addressing）	差錯控制（Error control）	流量控制（Flow control）	介質訪問控制（Media access control）
目的	從物理層收到的比特流中分離出幀		確保收到的數據與發出的一致	不能讓慢速的接收方被快速的發送方淹沒

分組（包）和幀 Packets vs. Frames

逐跳通信

hop-to-hop communication 兩設備之間沒有其他數據鏈路層及以上的設備，只有傳輸介質和物理接口

適配器通信 Adapters Communicating

• 發送方：將packet封裝成幀；加檢錯碼，實現可靠傳輸；流量控制
• 接收方：尋找錯誤，檢查是否可靠傳輸；流量控制；將幀還原成packet，傳送到上一層
• 數據鏈路層功能在網卡（NIC）中實現：
  

提供給網絡層的服務

• 數據傳輸
  
• 無連接的服務：Connectionless services

服務類型	無確認無連接的服務 Unacknowledged connectionless service	有確認無連接的服務 Acknowledged connectionless service
服務特點	沒有確認（ACK）和邏輯連接	對收到的每一幀都由確認（ACK）
適用場景	多數LAN提供這種服務	在不可靠信道上使用
具體應用	信道質量極好如光纖，還有近距離通信，還有對實時性要求很高的服務，如VOIP, 視頻直播	無線系統

• 有確認面向連接的服務 Acknowledged connection-oriented service

服務類型	有確認面向連接的服務
服務特點	預先建立一個連接，每個幀都被編號，確保可靠傳輸
適用情景	可靠性要求高且有一定可分配資源的情景
具體應用	ATM

成幀 Framing

• 在點到點鏈路上從A節點向B節點發送遺傳比特給主機B
• B節點必須能夠準確識別哪些比特組成一幀（一幀從哪裏開始，到哪裏結束）
• 要求：拆分比特流
• 約束條件（拆分結果需要滿足）：簡單（接收方容易實現）、獨立於代碼（與傳輸的消息內容無關）、高效（使用的信道帶寬儘量少）、健壯性（不易出錯，出錯後易重新同步）
• 方法：字符計數法（Character count）、字符填充法（Flag byte with byte stuffing）、比特填充法（Starting and ending flags, with bit stuffing）、物理層編碼違例法（Physical layer coding violations）

字符計數法

• 在幀的頭部用一個字段（field）來說明幀內的字符個數
• 傳輸差錯可能導致數值被篡改
  

字符填充法（透明傳輸）

• 用一個標誌字節（flag）來標記幀的開始和結束
• 和所用的8位字符集相關
• 如果數據中包含和標誌（flag）相同的字節，則在該字節前加轉義字符ESC
  

比特填充法

• 幀中包含的比特數是任意的（不需要是8的整數倍）
• 起始/結束標記（flag）：0111,1110
• 比Byte stuffing效率高
• 在原始數據連續5個1後加0
• 在HDLC中應用
  
• 容易遇到的問題

Tips：1比特誤碼最多影響2幀，容易恢復

物理層編碼違例法

• 在編碼方案由冗餘時，可以採用物理層編碼違例法（效率較高，但對物理層編碼有要求）
• 例如LAN使用的曼徹斯特編碼
• 每個有效的二進制位在信號中間都有跳變
• 信號中間沒有跳變的編碼，如高-高和低-低，用於標記幀的開始和結束
  

差錯控制 Error control

差錯類型

• 幀丟失：發送端傳出的幀沒有到達接受端（噪聲影響或在隊列中被丟棄）
• 幀損壞：某些比特出錯

單比特差錯與突發差錯 Single-bit Error and Burst Error

差錯檢測方法

• 奇偶校驗 Parity check：能檢測出單比特錯誤；單個奇偶校驗位性能：可檢出奇數個比特反轉錯誤，其他情況漏檢率50%
  
• 交錯檢驗 Parity Check for Blocks
  編碼（n個校驗位）：每個數據塊是一個$k\times{n}$矩陣；一次發送一行；對每一列計算一個奇偶校驗位
  
  性能：可檢測出長度爲n的突發差錯；對於長度爲n+1的突發差錯，如果恰好第一個和最後一個比特被翻轉，而中間的比特都正確，這種無法檢測出來；如果發生更長的突發差錯，無法檢測出的概率爲$2^{-n}$
• 循環冗餘校驗 Cyclic Redundancy Check（CRC）：可以檢測出一些突發錯誤
• 校驗和 Checksum

循環冗餘校驗CRC

發送方：

• 除法原理
• $M(x)$被除數，將比特串看作多項式係數，例如$1101=x^3+x^2+x^0$
• $G(x)$除數，最少兩位
• 做除法，得到的餘數爲校驗碼，校驗碼的長度一定小於除數
• 計算校驗位的算法如下：
  1.將$M(x)$左移$r$位（$r$是$G(x)$的最高次冪）
  2.用構成的比特串除以$G(x)$
  3.從比特串中減去餘數，得到$T(x)$
  
  接收方：驗證校驗位
• 如果出現傳輸差錯，到達的不是$T(x)$，而是$T(x)+E(x)$
• 接收方計算$\frac{[T(x)+E(x)]}{G(x)}$，由於$\frac{T(x)}{G(x)}=0$，結果取決於$\frac{E(x)}{G(x)}$
• 如果差錯$E(x)$恰好對應於包含$G(x)$因子的多項式，將無法檢測出來；其他差錯都能被檢測出來
  CRC檢錯能力分析：
• $r$個校驗位能檢測出長度小於等於$r$的全部突發差錯
• 能夠檢測出兩個獨立的單比特差錯
• 能夠檢測出所有奇數個翻轉差錯
• 對於其他長度大於$r$的突發差錯，無法檢測出壞幀的概率爲$2^{-r}$

差錯糾正方法

• 前向糾錯 Forward Error Correction（FEC）
• 重傳糾錯 Automatic Repeat reQuest（ARQ）一般在可靠介質使用

糾錯碼：漢明距離 Hamming Distance

ECC（Error Correcting Code）將冗餘信息加入到待發送的信息中

• 漢明距離 Hamming Distance：兩個碼字中對應比特的值不同的數目，例如1000 1001和1011 0001，漢明距離爲3
• 要檢測出$t$比特差錯，編碼的漢明距離至少爲$t+1$
• 要糾正$t$比特差錯，編碼的漢明距離至少是$2t+1$
• 校驗位的個數，例：要糾正單比特差錯，需要幾個校驗位？
  設$m$爲消息位的位數，$r$爲校驗位的位數，$n=m+r$
  一共有$2^m$個合法消息，與一個合法消息距離爲1的非法碼字有$n$個，因此一共有$(n+1)2^m$個碼字$(n+1)2^m\le{2^n}$$\Longrightarrow(m+r+1)\le{2^r}$

漢明碼

將碼字的各比特編號，最左端的爲1號，以此類推

• 校驗位：編號爲2的冪次（1，2，4，8…）的位置對應的比特；每個校驗位負責對一些比特（數據位）（包括校驗位本身）進行奇偶校驗
• 數據位：非二進制冪次的編號位置（3，5，6…）放數據位
  例子：待校驗的消息‘A’（100,0001）
  數據位的編號：3,5,6,7,9,10,11
  四個校驗位：位置編號1,2,4,8（偶校驗）
  
  發送前編碼$3=1+2，5=1+4，6=2+4，7=1+2+4$$9=1+8，10=2+8，11=1+2+8$
  

流量控制 Flow control

目的：防止發送方發送過快導致接收方沒有能力接收

流量控制分類

• 反饋控制（Feedback-based flow control）：接收方向發送方回傳信息，表示允許更多信息發送或者指明當前情況，分爲停等協議(Stop-and-Wait: Sending one frame at a time)和滑動窗口協議(Sliding Window: Sending several frames at a time)
• 速率控制(Rate-based flow control)：協議內置機制限制發送方的發送速率，不需要接收方的反饋

以下協議的假設

• 物理層網絡層數據鏈路層相互獨立，不會互相影響
• A向B傳輸數據，用的是可靠的，面向連接的服務
• 機器不會故障

烏托邦單工協議(A Utopian Simplex Protocol) 協議1

假設：

• 單工信道
• 信道無差錯
• 接收方有無限大的緩存
  則，不需要差錯控制和流量控制

無差錯信道上的單工停止等待協議(A Simplex Stop-and-Wait Protocol for an Error-Free Channel) 協議2

假設：

• 單工信道
• 信道無差錯
• 接收方的緩存有限
  則無需差錯控制，但需要流量控制
  流量控制，停等(Stop-and-wait)
• 發送方發出一幀，停下來等待
• 接收方發揮一個ACK
• 發送方接收到ACK後，發送下一幀

如果幀損壞，接收方檢測出錯誤後不反饋，發送方在超時後重傳
如果幀丟失，發送方在超時後重傳

帶重傳的ACK(A Simplex Protocol for a Noisy Channel) 協議3

假設：

• 單工信道
• 信道不可靠
• 接收方的緩存有限
• ACK和幀都需要序號，僅一位即可，僅區分前後
• 有超時和重傳機制

實際上是在協議2的基礎上添加了幀序號和超時重傳機制

滑動窗口協議

• 全雙工信道
• 允許捎帶應答(piggybacking)
• 允許一次發送多個數據幀
• 在收到ACK之前，發送方最多可以發送W個幀(W爲發送窗口大小)
• 接收方也許可以緩存多個幀
• 序號循環使用(n bits)

捎帶確認(piggybacking)：延緩發送ACK，當網絡層有新數據要發送時，將其加入到新數據中一起發送
捎帶確認的優點：有效利用帶寬，降低接收方處理壓力
捎帶確認的缺點：延緩發送ACK，要延緩多久？需要添加確認定時器 Ack Timer

發送窗口與接收窗口
發送窗口：窗口內的序號代表着已發送但未收到ACK，發送窗口大小$1\le{W}\le{2^n}$
接收窗口：窗口內的序號代表允許接收

一比特滑動窗口協議(A One-Bit Sliding Window Protocol) 協議4

• 發送窗口和接收窗口大小都爲1
• 問題：效率很低

Go Back N協議 協議5

基於滑動窗口技術：

• 發送窗口大小大於1，接收窗口大小爲1
• 如果接收方檢測到差錯，將丟棄出錯幀及後續所有到達的幀，知道正確收到重發的原出錯幀

累積ACK：Go Back N協議不需要對每個幀都回復ACK

收到ACK代表前面的所有傳送數據都正確到達接收方

最大發送窗口問題

使用n位序號，窗口大小不可以到達$2^n$，原因如下：
當發送方發送完發送窗口內的所有 幀，在未收到ACK之前，接收方正確收到所有發送來的幀，接收窗口向前推移，此時，對於n位序號，有着如下約束：$W_T\le{2^n-1}$

選擇重傳協議(A Protocol Using Selective Repeat) 協議6

• 只有拒絕的幀才重傳
• 後續的無錯幀將被接收方接收並緩存（目的是減少重傳）
• 接收方因此必須維護較大的緩存
• 設計更加複雜

窗口大小的要求：

• 最大窗口大小不超過序號範圍的一半$W_T+W_R\le{2^n}$
• 發送窗口大小大於等於接收窗口大小$W_T\ge{W_R}$
• 一般實現方法$W_T=W_R=2^{n-1}$

接收方的緩存要求：緩存數量=窗口大小，與序號範圍無關
相較於協議5，添加設置了ACK定時器和NAK幀

ACK定時器	幀定時器
設置時長較短	設置時長較長
只有一個	很多

NAK幀：收到NAK幀，就重傳該幀

滑動窗口協議性能計算（重點！！！）

幀傳輸模型：

$\alpha=t_{prop}/t_{tran}$

傳輸時間(Transfer Time)和環回時間(Round Trip Time)

• 傳輸時間($t_{xfr}$)：接收方收到整個幀用的時間$t_{xfr}=t_{tran}+t_{prop}+t_{queue/switching}$$t_{tran}=\frac{number\ of\ frame\ bits(bits)}{data\ rate(bps)}$$t_{prop}=\frac{link\ length(m)}{v_{prop}(m/s)}$
• 環回時間(RTT)：如果數據幀和ACK的傳輸路徑不同，RTT可能不是單程時延的兩倍

無差錯停等協議的性能

• 成功傳輸一個數據幀的時間爲$T_F$$T_F=t_{tran}+t_{prop}+t_{proc}+t_{ack}+t_{prop}+t_{proc}$
• $T_F$：從開始發送到收到ACK的時間
• $t_{tran}$：發送一個數據幀的時間按
• $t_{prop}$：從發送方到接收方的傳播時間
• $t_{proc}$：處理時間
• $t_{ack}$：ACK的發送時間

假設：處理時間$t_{proc}$和ACK發送時間$t_{ack}$忽略不計

• 信道利用率$U=\frac{t_{tran}}{2t_{prop}+t_{tran}}=\frac{1}{1+2\alpha}$$\alpha=t_{prop}/t_{tran}$

線路利用率計算：

• 信道容量：$b$ bps
• 幀長：$l$ bits
• 環回時延：$R$ sec
• 線路利用率$\frac{\frac{l}{b}}{\frac{l}{b}+R}=\frac{l}{l+bR}$
  如果$l<bR$，則利用率低於50%

有差錯停等協議的性能

有傳輸差錯

• $p$：一幀出錯的概率
• $N_r$：幀傳輸的次數
• $\alpha=\frac{t_{prop}}{t_{tran}}$
• $N_r=\sum_{i=1}^\infty{i}p^{i-1}(1-p)=\frac{1}{1-p}$
• $U=\frac{t_{tran}}{N_r(t_{tran}+2t_{prop})}=\frac{1-p}{1+2\alpha}$

無差錯滑動窗口協議的性能

發送時間歸爲單位1，則傳輸時延是$\alpha$

• 情形1：$W\ge{2}\alpha+1$，$W$爲發送窗口大小
  
• 情形2：$W<2\alpha+1$
  
• 信道利用率$U=\begin{cases} 1, & \text {W大於等於2α+1} \\ \frac{W}{2\alpha+1}, & \text{W小於2α+1} \end{cases}$
• 滑動窗口的信道利用率是$\alpha$的函數
  

帶寬時延積(Bandwidth-delay product)：在單位傳播時延的時間內，信道可以容納多少位數據

• 捎帶確認：必須加上反向數據幀的發送時延$U=\frac{W}{2\alpha+2}=\frac{W}{2(\alpha+1)}$