计算机网络-数据链路层

null计算机网络课件制作人：谢希仁计算机网络第 3 章 数据链路层第 3 章 数据链路层课件制作人：谢希仁第 3 章 数据链路层3.1 数据链路层的基本概念 3.2 数据链路层的主要功能 3.2.1 封装成帧 3.2.2 透明传输 3.2.3 差错检测 3.2.4 流量控制 3.3 数据链路层 协议 离婚协议模板下载合伙人协议 下载渠道分销协议免费下载敬业协议下载授课协议下载 3.3.1 HDLC 3.3.2 PPP 3.1 数据链路层的基本概念 数据链路层简单模型课件制作人：谢希仁3.1 数据链路层的基本概念 数据链路层简单模型局域网广域网主机 H1主机 H2路由器 R1路由器 R2路由器 R3电话网局域网主机 H1 向 H2 发送数据从层次上来看数据的流动数据链路层的简单模型课件制作人：谢希仁数据链路层的简单模型局域网广域网主机 H1主机 H2路由器 R1路由器 R2路由器 R3电话网局域网主机 H1 向 H2 发送数据链路层应用层运输层网络层物理层链路层应用层运输层网络层物理层链路层网络层物理层链路层网络层物理层链路层网络层物理层R1R2R3H1H2仅从数据链路层观察帧的流动数据链路和帧 课件制作人：谢希仁数据链路和帧 链路(link)是一条无源的点到点的物理线路段，中间没有任何其他的交换结点。 一条链路只是一条通路的一个组成部分。 数据链路(data link) 除了物理线路外，还必须有通信协议来控制这些数据的传输。若把实现这些协议的硬件和软件加到链路上，就构成了数据链路。 现在最常用的方法是使用适配器（即网卡）来实现这些协议的硬件和软件。 一般的适配器都包括了数据链路层和物理层这两层的功能。 nullIP 数据报1010… …0110帧取出数据 链路层网络层链路结点 A结点 B物理层数据 链路层结点 A结点 B(a)(b)发送接收链路IP 数据报1010… …0110帧装入数据链路层传送的是帧数据链路层像个数字管道 课件制作人：谢希仁数据链路层像个数字管道 常常在两个对等的数据链路层之间画出一个数字管道，而在这条数字管道上传输的数据单位是帧。 早期的数据通信协议曾叫作通信规程(procedure)。因此在数据链路层，规程和协议是同义语。 3.2 数据链路层主要功能 课件制作人：谢希仁3.2 数据链路层主要功能 封装成帧 透明传输 差错控制 流量控制 3.2.1 封装成帧3.2.1 封装成帧封装成帧(framing)就是在一段数据的前后分别添加首部和尾部，然后就构成了一个帧。确定帧的界限。 首部和尾部的一个重要作用就是进行帧定界。 帧结束帧首部IP 数据报帧的数据部分帧尾部 MTU数据链路层的帧长开始 发送帧开始用控制字符进行帧定界的方法举例 课件制作人：谢希仁用控制字符进行帧定界的方法举例 SOH装在帧中的数据部分帧帧开始符帧结束符发送在前EOT3.2.2 透明传输课件制作人：谢希仁3.2.2 透明传输SOHEOT出现了“EOT”被接收端当作无效帧而丢弃被接收端 误认为是一个帧数据部分EOT完整的帧发送 在前解决透明传输问题课件制作人：谢希仁解决透明传输问题发送端的数据链路层在数据中出现控制字符“SOH”或“EOT”的前面插入一个转义字符“ESC”(其十六进制编码是 1B)。 字节填充(byte stuffing)或字符填充(character stuffing)——接收端的数据链路层在将数据送往网络层之前删除插入的转义字符。 如果转义字符也出现数据当中，那么应在转义字符前面插入一个转义字符。当接收端收到连续的两个转义字符时，就删除其中前面的一个。 用字节填充法解决透明传输的问题 课件制作人：谢希仁SOHSOHEOTSOHESCESCEOTESCSOHESCESCESCSOH原始数据EOTEOT经过字节填充后发送的数据字节填充字节填充字节填充字节填充发送 在前帧开始符帧结束符用字节填充法解决透明传输的问题 SOHnull0 1 0 0 1 1 1 1 1 0 1 0 0 0 1 0 1 00 1 0 0 1 1 1 1 1 1 0 0 0 1 0 1 00 1 0 0 1 1 1 1 1 0 1 0 0 0 1 0 1 0信息字段中出现了和 标志字段 F 完全一样 的 8 比特组合发送端在 5 个连 1 之后 填入 0 比特再发送出去在接收端把 5 个连 1 之后的 0 比特删除会被误认为是标志字段 F 发送端填入 0 比特接收端删除填入的 0 比特零比特填充3.2.3 差错检测课件制作人：谢希仁3.2.3 差错检测在传输过程中可能会产生比特差错：1 可能会变成 0 而 0 也可能变成 1。 在一段时间内，传输错误的比特占所传输比特总数的比率称为误码率 BER (Bit Error Rate)。 误码率与信噪比有很大的关系。 为了保证数据传输的可靠性，在计算机网络传输数据时，必须采用各种差错检测措施。 循环冗余检验的原理 课件制作人：谢希仁循环冗余检验的原理 在数据链路层传送的帧中，广泛使用了循环冗余检验 CRC 的检错技术。 在发送端，先把数据划分为组。假定每组 k 个比特。 假设待传送的一组数据 M = 101001（现在 k = 6）。我们在 M 的后面再添加供差错检测用的 n 位冗余码一起发送。 冗余码的计算 课件制作人：谢希仁冗余码的计算 用二进制的模 2 运算进行 2n 乘 M 的运算，这相当于在 M 后面添加 n 个 0。 得到的 (k + n) 位的数除以事先选定好的长度为 (n + 1) 位的除数 P，得出商是 Q 而余数是 R，余数 R 比除数 P 少1 位，即 R 是 n 位。 冗余码的计算举例 课件制作人：谢希仁冗余码的计算举例 现在 k = 6, M = 101001。 设 n = 3, 除数 P = 1101， 被除数是 2nM = 101001000。 模 2 运算的结果是：商 Q = 110101， 余数 R = 001。 把余数 R 作为冗余码添加在数据 M 的后面发送出去。发送的数据是：2nM + R 即：101001001，共 (k + n) 位。 循环冗余检验的原理说明 课件制作人：谢希仁 110101 ← Q (商) P (除数) → 1101 101001000 ← 2nM (被除数) 1101 1110 1101 0111 0000 1110 1101 0110 0000 1100 1101 001 ← R (余数)，作为 FCS 循环冗余检验的原理说明 帧检验序列 FCS 课件制作人：谢希仁帧检验序列 FCS 在数据后面添加上的冗余码称为帧检验序列 FCS (Frame Check Sequence)。 循环冗余检验 CRC 和帧检验序列 FCS并不等同。 CRC 是一种常用的检错方法，而 FCS 是添加在数据后面的冗余码。 FCS 可以用 CRC 这种方法得出，但 CRC 并非用来获得 FCS 的唯一方法。 接收端对收到的每一帧进行 CRC 检验 课件制作人：谢希仁接收端对收到的每一帧进行 CRC 检验 (1) 若得出的余数 R = 0，则判定这个帧没有差错，就接受(accept)。 (2) 若余数 R  0，则判定这个帧有差错，就丢弃。 但这种检测方法并不能确定究竟是哪一个或哪几个比特出现了差错。 只要经过严格的挑选，并使用位数足够多的除数 P，那么出现检测不到的差错的概率就很小很小。 应当注意 课件制作人：谢希仁应当注意 仅用循环冗余检验 CRC 差错检测技术只能做到无差错接受(accept)。 “无差错接受”是指：“凡是接受的帧（即不包括丢弃的帧），我们都能以非常接近于 1 的概率认为这些帧在传输过程中没有产生差错”。 也就是说：“凡是接收端数据链路层接受的帧都没有传输差错”（有差错的帧就丢弃而不接受）。 要做到“可靠传输”（即发送什么就收到什么）就必须再加上确认和重传机制。 3.2.4 流量控制3.2.4 流量控制如何处理发送方的传输能力比接收方接收能力大的问题？ 3.2.4 流量控制3.2.4 流量控制流量控制所要做的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。 这种抑制通常需要某种反馈机制，使发送方能了解接收方的接收情况。 由收方控制发方的数据流，乃是计算机网络中流量控制的一个基本方法。3.2.4 流量控制3.2.4 流量控制我们讨论两种流量控制协议 停止等待协议 滑动窗口协议 假定在发送方和接收方之间有一个理想信道 不出错 不丢失停止等待协议停止等待协议1.发送方传输一帧，在传输下一帧之前等待一个确认。 2.接收方接收一帧，发送确认帧ACK。 3.转到1. AB送主机 B送主机 B送主机 B送主机 BAB送主机 B送主机 B时 间无流量控制停止等待协议停止等待协议的分析停止等待协议的分析传输时延传播时延接收ACK最后一位时 间AB传播时延停止等待协议的分析停止等待协议的分析传输时延是发送方发送一个帧所需的时间。 传输时延与帧长和数据传输速率有关。 例如： 帧长 =1000bit 数据率 =1Mbps 传输时延 =1000bit/1Mbps =1ms停止等待协议的分析停止等待协议的分析传播时延是一个比特从发送方传送到接收方所需的时间。 传播时延与信号的传播速率和发送方与接收方之间的传输距离有关。 真空中的光速率： 300,000km/s 纤维中的光速率： 200,000km/s例如： 距离 = 1000 km 传播时延 = 1000 km / (200,000 km/s) = 5 ms停止等待协议的分析停止等待协议的分析帧首部帧的数据部分D数据帧HFACK帧AACK =传播时延传输时延=IF/ C符号 C 数据传输速率 I 传播时延 H 帧头长 D 帧中数据长 F 帧长(F= D+H） A ACK帧长 F/C 一个帧的传输时延停止等待协议的效率停止等待协议的效率开始发送 0I接收最后一位 F/C+I接收ACK最后一位 F/C+2I+A/C发送方接收方结束发送 F/C发送ACK最后一位 F/C+I+A/C时 间FrameACK协议的效率是指发送方发送数据的时间所占的比例。停止等待协议的效率停止等待协议的效率 假设ACK帧长A忽略不计 例题1例题1卫星链路: 信号传播时延是270 ms 数据率是56Kbps 帧长是4000 bits ACK帧长忽略不计 请问： 1.是多少？ 2.采用停止等待协议时，卫星链路的利用率是多少？U = 1/(1+2) = 0.12 (太低 !!)例题2例题2局域网: 数据率是10M(100M)bps 信号传播速率是200,000km/s 局域网的距离是10km 帧长是500 bits（包括帧头） ACK帧长忽略不计 请问： 1.10M(100M)bps的局域网中，a是多少？ 2.采用停止等待协议时，ACK帧长忽略不计，局域网的信道利用率是多少？ 3. 问帧长为多少才能使信道利用率达到至少80%？滑动窗口协议滑动窗口协议停止等待协议的主要缺点 一次只传送一个帧 当a>1时，效率很低 滑动窗口协议 给帧分配k比特的序号 发送方一次传送多个帧 接收方发送确认信息ACKN ， ACKN表示对N-1号帧进行确认。滑动窗口的概念滑动窗口的概念发送窗口 发送方可以连续发送多个帧，可以发送的帧的序号范围称为发送窗口。 发送窗口用来对发送端进行流量控制。不允许发送帧允许发送的帧帧序号已发送已发送的最后一帧收到确认时，窗口向前滑动滑动窗口的概念滑动窗口的概念接收窗口 接收端设置接收窗口，接收窗口是允许接收的帧序号。 不允许接收帧允许接收的帧帧序号已接收已接收的最后一帧发送确认后，窗口向前滑动滑动窗口的操作—发送方滑动窗口的操作—发送方null滑动窗口的操作—接收方null接收方可以控制发送窗口的大小。 只有在接收窗口向前滑动时（与此同时也发送了确认），发送窗口才有可能向前滑动。 当发送窗口和接收窗口的大小都等于1时，就是停止等待协议。 确认ACKN 表示对N-1号帧进行确认。 累积确认 ACKN表示对N号帧之前（不包括N）的所有帧进行确认。滑动窗口流量控制null0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 70 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 70 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 70 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 70 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 70 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 70 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 70 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 70 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 70 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 70,1,2 ACK33,4,5,6 ACK4滑动窗口举例滑动窗口协议的分析滑动窗口协议的分析采用与停止等待协议相同的符号 W=发送窗口大小；ACK帧长、帧处理时间忽略不计 滑动窗口协议的效率滑动窗口协议的效率发送方连续发送W个帧 W ≥ 2  +1: U=1 W < 2  +1: U= 滑动窗口协议的效率U= WF/CF/C+2IW1+2 =作业作业 1. 设卫星信道的数据速率是1Mbit/s，取卫星信道的单程传播时延为0.27秒。每一个数据帧长为2000bit，忽略误码率、确认帧长和处理时间。试计算下列情况下的信道利用率。 采用滑动窗口协议，（1）窗口大小WT＝7；（2）窗口大小WT＝127；（3）窗口大小WT＝255。 2.在局域网中，数据率是10 Mbps, 帧长是500bits，信号传播速率是200,000km/s，局域网的距离是10km。忽略误码率、确认帧长和处理时间。采用停止等待协议时，问帧长为多少才能使信道利用率达到至少80%？ 实用的停止等待协议实用的停止等待协议时 间AB送 主 机ACK送 主 机ACK(a) 理想情况四种情况超时计时器的作用超时计时器的作用结点A发送完一个数据帧时，就启动一个超时计时器(timeout timer)。 计时器又称为定时器。 若到了超时计时器所设置的重传时间 tout而仍收不到结点 B 的任何确认帧，则结点 A 就重传前面所发送的这一数据帧。 一般可将重传时间选为略大于“从发完数据帧到收到确认帧所需的平均时间”。（当然，可能还有更好的 方案 气瓶 现场处置方案 .pdf气瓶 现场处置方案 .doc见习基地管理方案.doc关于群访事件的化解方案建筑工地扬尘治理专项方案下载 ） 解决重复帧的问题 解决重复帧的问题 使每一个数据帧带上不同的发送序号。每发送一个新的数据帧就把它的发送序号加 1。 若结点 B 收到发送序号相同的数据帧，就表明出现了重复帧。这时应丢弃重复帧，因为已经收到过同样的数据帧并且也交给了主机 B。 但此时结点 B 还必须向 A 发送确认帧 ACK，因为 B 已经知道 A 还没有收到上一次发过去的确认帧 ACK。 帧的编号问题 帧的编号问题 任何一个编号系统的序号所占用的比特数一定是有限的。因此，经过一段时间后，发送序号就会重复。 序号占用的比特数越少，数据传输的额外开销就越小。 对于停止等待协议，由于每发送一个数据帧就停止等待，因此用一个比特来编号就够了。 一个比特可表示 0 和 1 两种不同的序号。 由于序号有限，必定轮询使用，第n轮的序号会干扰第n-1轮的序号吗？帧的发送序号 帧的发送序号 数据帧中的发送序号 N(S) 以 0 和 1 交替的方式出现在数据帧中。 每发一个新的数据帧，发送序号就和上次发送的不一样。用这样的方法就可以使收方能够区分开新的数据帧和重传的数据帧了。 可靠传输 可靠传输 虽然物理层在传输比特时会出现差错，但由于数据链路层的停止等待协议采用了有效的检错重传机制，数据链路层对上面的网络层就可以提供可靠传输的服务。 实用停止等待协议的要点实用停止等待协议的要点只有收到序号正确的确认帧 ACKn 后，才更新发送状态变量 V(S)一次，并发送新的数据帧。 接收端接收到数据帧时，就要将发送序号 N(S) 与本地的接收状态变量 V(R) 相比较。 若二者相等就表明是新的数据帧，就收下，并发送确认。 否则为重复帧，就必须丢弃。但这时仍须向发送端发送确认帧 ACKn，而接收状态变量 V(R) 和确认序号 n 都不变。 实用停止等待协议的要点（续）实用停止等待协议的要点（续）连续出现相同发送序号的数据帧，表明发送端进行了超时重传。连续出现相同序号的确认帧，表明接收端收到了重复帧。 发送端在发送完数据帧时，必须在其发送缓存中暂时保留这个数据帧的副本。这样才能在出差错时进行重传。只有确认对方已经收到这个数据帧时，才可以清除这个副本。 实用停止等待协议的要点（续）实用停止等待协议的要点（续）实用的 CRC 检验器都是用硬件完成的。 CRC 检验器能够自动丢弃检测到的出错帧。因此所谓的“丢弃出错帧”，对上层软件或用户来说都是感觉不到的。 发送端对出错的数据帧进行重传是自动进行的，因而这种差错控制体制常简称为 ARQ (Automatic Repeat reQuest)，直译是自动重传请求，但意思是自动请求重传。 连续 ARQ 协议 连续 ARQ 协议 在发送完一个数据帧后，不是停下来等待确认帧，而是可以连续再发送若干个数据帧。 如果这时收到了接收端发来的确认帧，那么还可以接着发送数据帧。 由于减少了等待时间，整个通信的吞吐量就提高了。 管道化技术中的出错问题管道化技术中的出错问题SenderReceiver不像停等一次只一个帧，出错后如何重传？给出你的方案。连续 ARQ 协议的工作原理 连续 ARQ 协议的工作原理 ACK1 确认 DATA0ACK2 确认 DATA1DATA2 出错，丢弃DATA3 不按序，丢弃，重传 ACK2DATA4 不按序，丢弃，重传 ACK2DATA5 不按序，丢弃，重传 ACK2ACK3 确认 DATA2ACK4 确认 DATA3超 时 重 传 时 间ABtout送交主机送交主机…??连续ARQ的接收窗口大小连续ARQ的接收窗口大小在连续 ARQ 协议中，接收窗口的大小 WR = 1。 只有当收到的帧的序号与接收窗口一致时才能接收该帧。否则，就丢弃它。 每收到一个序号正确的帧，接收窗口就向前（即向右方）滑动一个帧的位置。同时发送对该帧的确认。 null不允许接收这些帧01234567012WR准备接收 0 号帧(a)需要注意： 需要注意： (1) 接收端只按序接收数据帧。虽然在有差错的 2号帧之后接着又收到了正确的 3 个数据帧，但接收端都必须将这些帧丢弃，因为在这些帧前面有一个 2 号帧还没有收到。虽然丢弃了这些不按序的无差错帧，但应重复发送已发送过的最后一个确认帧（防止确认帧丢失）。 (2) ACK1 表示确认 0 号帧 DATA0，并期望下次收到 1 号帧；ACK2 表示确认 1 号帧 DATA1，并期望下次收到 2 号帧。依此类推。需要注意： 需要注意： (3) 结点 A 在每发送完一个数据帧时都要设置该帧的超时计时器。如果在所设置的超时时间内收到确认帧，就立即将超时计时器清零。但若在所设置的超时时间到了而未收到确认帧，就要重传相应的数据帧（仍需重新设置超时计时器）。 在等不到 2 号帧的确认而重传 2 号数据帧时，虽然结点 A 已经发完了 5 号帧，但仍必须向回走，将 2号帧及其以后的各帧全部进行重传。连续 ARQ 又称为Go-back-N ARQ，意思是当出现差错必须重传时，要向回走 N 个帧，然后再开始重传。 Go-Back-N Go-Back-N 退后n帧原理： 接收过程发现出错，则直接地抛弃出错帧的所有后续帧。对于丢弃的帧，不发送确认。 一旦帧损坏或丢失，让发送方计时器自动超时，从未确认的帧开始重传。 发送窗口的最大值 发送窗口的最大值 当用 n 个比特进行编号时，若接收窗口的大小为 1，则只有在发送窗口的大小 WT  2n  1时，连续 ARQ 协议才能正确运行。 例如，当采用 3 bit 编码时，发送窗口的最大值是 7 而不是 8。8为什么不可以？连续ARQ协议的效率连续ARQ协议的效率DataAckNtframetprop选择重传 ARQ 协议选择重传 ARQ 协议选择性重传原理： 由接收方数据链路层存储坏帧之后的所有正确的帧。当发送方最终意识到某个帧出错时，只是重传此坏帧，而不是所有的后继帧。 若重传正确，则接收方排序，交于网络层，且对最高序号的帧进行确认。 此策略对应接收窗口大于1。选择重传中的滑动窗口选择重传中的滑动窗口可加大接收窗口，先收下发送序号不连续但仍处在接收窗口中的那些数据帧。等到所缺序号的数据帧收到后再一并送交主机。 选择重传 ARQ 协议可避免重复传送那些本来已经正确到达接收端的数据帧。 但我们付出的代价是在接收端要设置具有相当容量的缓存空间。 对于选择重传 ARQ 协议，若用 n 比特进行编号，则接收窗口的最大值受下式的约束 WR  2n/2 例如，当采用 3 bit 编码时，发送窗口的最大值是 7 而不是 4。 为什么？捎带应答（Piggybacking）捎带应答（Piggybacking）3.3 数据链路层协议 3.3.1 HDLC面向比特的链路控制规程3.3 数据链路层协议 3.3.1 HDLC面向比特的链路控制规程1974年，IBM 公司推出了面向比特的规程SDLC (Synchronous Data Link Control)。 后来 ISO 把 SDLC 修改后称为 HDLC (High-level Data Link Control)，译为高级数据链路控制，作为国际标准ISO 3309。 CCITT 则将 HDLC 再修改后称为链路接入规程 LAP (Link Access Procedure)。不久，HDLC 的新版本又把 LAP 修改为 LAPB，“B”表示平衡型(Balanced)，所以 LAPB 叫做链路接入规程(平衡型)。 HDLC 的帧结构HDLC 的帧结构标志字段 F (Flag) 为 6 个连续 1 加上两边各一个 0 共 8 bit。在接收端只要找到标志字段就可确定一个帧的位置。 比特888可变168信息 Info标志 F标志 F地址 A控制 C帧检验序列 FCS透明传输区间FCS 检验区间零比特填充法 零比特填充法 HDLC 采用零比特填充法使一帧中两个 F 字段之间不会出现 6 个连续 1。 在发送端，当一串比特流数据中有 5 个连续 1 时，就立即填入一个 0。 在接收帧时，先找到 F 字段以确定帧的边界。接着再对比特流进行扫描。每当发现 5 个连续 1 时，就将其后的一个 0 删除，以还原成原来的比特流。 零比特的填充与删除 零比特的填充与删除 数据中某一段比特组合恰好 出现和 F 字段一样的情况0 1 0 0 1 1 1 1 1 1 0 0 0 1 0 1 0会被误认为是 F 字段透明传输 透明传输 采用零比特填充法就可传送任意组合的比特流，或者说，就可实现数据链路层的透明传输。 当连续传输两个帧时，前一个帧的结束标志字段 F 可以兼作后一帧的起始标志字段。 当暂时没有信息传送时，可以连续发送标志字段，使收端可以一直和发端保持同步。 其他字段 其他字段 地址字段 A 是 8 bit。 帧检验序列 FCS 字段共 16 bit。所检验的范围是从地址字段的第一个比特起，到信息字段的最末一个比特为止。 控制字段 C 共 8 bit，是最复杂的字段。HDLC 的许多重要功能都靠控制字段来实现。 控制字段控制字段区分不同的帧类型 Information（信息帧）- 传输给用户 (上一层）的数据。 流控和错误控制等通过信息帧捎带应答（piggybacked ） Supervisory（监控帧）- 当不使用捎带应答时的ARQ Unnumbered（无编号帧）- 辅助链路控制 控制字段的前1或2比特是帧类型 其余比特下面解释控制字段 控制字段 I-frame I-frame S-frame S-frame U-frame U-frame 3.3.2 PPP 协议的工作原理 3.3.2 PPP 协议的工作原理现在全世界使用得最多的数据链路层协议是点对点协议 PPP (Point-to-Point Protocol)。 用户使用拨号电话线接入因特网时，一般都是使用 PPP 协议。 用户拨号入网的示意图 用户拨号入网的示意图 路由器调制解调器调制解调器因特网服务提供者(ISP)用户家庭拨号电话线 使用 TCP/IP 的 PPP 连接路由选择 进程至 因 特 网…PC 机用户到 ISP 的链路使用 PPP 协议 课件制作人：谢希仁用户到 ISP 的链路使用 PPP 协议 用 户至因特网已向因特网管理机构 申请到一批 IP 地址ISP接入网PPP 协议PPP 协议 PPP 协议 1992 年制订了 PPP 协议。经过 1993 年和 1994 年的修订，现在的 PPP 协议已成为因特网的正式标准[RFC 1661]。 PPP协议有三个组成部分 一个将 IP 数据报封装到串行链路的方法。 链路控制协议 LCP (Link Control Protocol)。 网络控制协议 NCP (Network Control Protocol)。 PPP 协议的帧格式PPP 协议的帧格式PPP 的帧格式和 HDLC 的相似。 标志字段 F 仍为 0x7E （符号“0x”表示后面的字符是用十六进制表示。十六进制的 7E 的二进制表示是 01111110）。 地址字段 A 只置为 0xFF。地址字段实际上并不起作用。 控制字段 C 通常置为 0x03。 PPP 是面向字节的，所有的 PPP 帧的长度都是整数字节。 PPP 协议的帧格式PPP 协议的帧格式PPP 有一个 2 个字节的协议字段。 当协议字段为 0x0021 时，PPP 帧的信息字段就是IP 数据报。 若为 0xC021, 则信息字段是 PPP 链路控制数据。 若为 0x8021，则表示这是网络控制数据。 IP 数据报1211字节12不超过 1500 字节PPP 帧先发送7EFF03FACFCSF7E协议信 息 部 分首部尾部透明传输问题 透明传输问题 当 PPP 用在同步传输链路时，协议规定采用硬件来完成比特填充（和 HDLC 的做法一样）。 当 PPP 用在异步传输时，就使用一种特殊的字符填充法。 字符填充法 字符填充法 将信息字段中出现的每一个 0x7E 字节转变成为 2 字节序列(0x7D, 0x5E)。 若信息字段中出现一个 0x7D 的字节, 则将其转变成为 2 字节序列(0x7D, 0x5D)。 若信息字段中出现 ASCII 码的控制字符（即数值小于 0x20 的字符），则在该字符前面要加入一个 0x7D 字节，同时将该字符的编码加以改变。 不提供使用序号和确认 的可靠传输 不提供使用序号和确认 的可靠传输 PPP 协议之所以不使用序号和确认机制是出于以下的考虑： 在数据链路层出现差错的概率不大时，使用比较简单的 PPP 协议较为合理。 在因特网环境下，PPP 的信息字段放入的数据是 IP 数据报。数据链路层的可靠传输并不能够保证网络层的传输也是可靠的。 帧检验序列 FCS 字段可保证无差错接受。 PPP 协议的工作状态 课件制作人：谢希仁PPP 协议的工作状态 当用户拨号接入 ISP 时，路由器的调制解调器对拨号做出确认，并建立一条物理连接。 PC 机向路由器发送一系列的 LCP 分组（封装成多个 PPP 帧）。 这些分组及其响应选择一些 PPP 参数，和进行网络层配置，NCP 给新接入的 PC机分配一个临时的 IP 地址，使 PC 机成为因特网上的一个主机。 通信完毕时，NCP 释放网络层连接，收回原来分配出去的 IP 地址。接着，LCP 释放数据链路层连接。最后释放的是物理层的连接。 null设备之间无链路链路静止链路建立鉴别网络层协议链路打开链路终止物理链路LCP 链路已鉴别的 LCP 链路已鉴别的 LCP 链路 和 NCP 链路物理层连接建立LCP 配置协商鉴别成功或无需鉴别NCP 配置协商链路故障或 关闭请求LCP 链路 终止鉴别失败LCP 配置 协商失败