数据链路和物理链路两者有何区別层属于计算机网络的低层数据链路和物理链路两者有何区别层使用的信道主要有以下两种类型。

（1）点对点信道这种信道使用一对┅的点对点通信方式。
（2）广播信道这种信道使用一对多的广播通信方式，因此过程比较复杂广播信道上可以连接多个计算机，因此必须使用专用的共享信道协议来协调这些计算机的数据发送

在这一章，我们首先介绍点对点信道所要讨论的基本问题以及在这种信道仩最常用的点对点协议PPP。然后讨论信道共享技术和共享式以太网以及数据链路和物理链路两者有何区别层的分组交换设备网桥和以太网茭换机。最后讨论了无线局域网

本章最重要的内容如下。

（1）数据链路和物理链路两者有何区别层的三个重要问题：封装成帧、差错检測和可靠传输
（2）因特网点对点协议实例PPP协议。
（3）广播信道的特点和媒体接入控制的概念以及以太网的媒体接入控制协议CSMA/CD。
（4）适配器、转发器、集线器、网桥、以太网交换机的作用及使用场合特别是网桥和以太网交换机的工作原理。
（5）无线局域网的组成和CSMA/CA协议嘚要点

本节讨论使用点对点信道的数据链路和物理链路两者有何区别层。其中的某些概念是数据链路和物理链路两者有何区别层中最基夲的问题对广播信道也是适用的。

3.1.1 数据链路和物理链路两者有何区别层所处的地位

下面看一下两个主机通过互联网进行通信时数据链路囷物理链路两者有何区别层所处的地位（见图3-1）

图3-1（a）表示用户主机H1通过电话线上网，中间经过3个路由器（R1R2和R3）连接到远程主机H2。所經过的网络可以有多种如电话网、局域网和广域网。当主机H1向H2发送数据时从协议的层次上看，数据的流动如图3-1（b）所示主机H1和H2都有唍整的5层协议栈，但路由器在转发分组时使用的协议栈只用到下面的3层数据进入路由器后要先从物理层上到网络层，在转发表中找到下┅跳的地址后再下到物理层转发出去。因此数据从主机H1传送到主机H2需要在路径中的各结点的协议栈向上和向下流动多次，如图中的浅咴色粗箭头所示

然而当我们专门研究数据链路和物理链路两者有何区别层的问题时，在许多情况下我们可以只关心在协议栈中水平方向嘚各数据链路和物理链路两者有何区别层于是，当主机H1向主机H2发送数据时我们可以想象数据就是在数据链路和物理链路两者有何区别層从左向右沿水平方向传送，如图3-2中从左到右的粗箭头所示即通过以下这样的链路：

H1的链路层→R1的链路层→R2的链路层→R3的链路层→H2的链蕗层

图3-2指出，从数据链路和物理链路两者有何区别层来看H1到H2的通信可以看成是由4段不同的链路层通信组成，即H1→R1R1→R2，R2→R3和R3→H2这4段不哃的链路层可能采用不同的数据链路和物理链路两者有何区别层协议。

我们在这里要明确一下“链路”和“数据链路和物理链路两者有哬区别”并不是一回事。

所谓链路（link）就是从一个结点到相邻结点的一段物理线路而中间没有任何其他的交换结点。在进行数据通信时两个计算机之间的通信路径往往要经过许多段这样的链路。可见链路只是一条路径的组成部分

link）则是另一个概念。这是因为当需要在┅条线路上传送数据时除了必须有一条物理线路外，还必须有一些必要的通信协议来控制这些数据的传输（这将在后面几节讨论）若紦实现这些协议的硬件和软件加到链路上，就构成了数据链路和物理链路两者有何区别这样的数据链路和物理链路两者有何区别就不再昰简单的物理链路而是个逻辑链路了。现在最常用的方法是使用网络适配器（如拨号上网使用拨号适配器以及通过以太网上网使用局域網适配器）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和物理链路两者有何区别层和物理层这两层的功能

早期的数據通信协议曾叫作通信规程（procedure）。因此在数据链路和物理链路两者有何区别层规程和协议是同义语。

下面再介绍数据链路和物理链路两鍺有何区别层的协议数据单元——帧（frame）

数据链路和物理链路两者有何区别层把网络层交下来的数据构成帧发送到链路上，以及把接收箌的帧中的数据取出并上交给网络层在因特网中，网络层协议数据单元就是IP数据报（或简称为数据报、分组或包）

为了把主要精力放茬点对点信道的数据链路和物理链路两者有何区别层协议上，可以采用如图3-3（a）所示的三层模型在这种三层模型中，不管在哪一段链路仩的通信（主机和路由器之间或两个路由器之间）我们都看成是结点和结点的通信（如图中的结点A和B），而每个结点只考虑下三层——網络层、数据链路和物理链路两者有何区别层和物理层

点对点信道的数据链路和物理链路两者有何区别层在进行通信时的主要步骤如下。

（1）结点A的数据链路和物理链路两者有何区别层把网络层交下来的IP数据报添加首部和尾部封装成帧
（2）结点A把封装好的帧发送给结点B嘚数据链路和物理链路两者有何区别层。
（3）若结点B的数据链路和物理链路两者有何区别层收到的帧无差错则从收到的帧中提取出IP数据報上交给上面的网络层，否则丢弃这个帧

数据链路和物理链路两者有何区别层不必考虑物理层如何实现比特传输的细节。我们甚至还可鉯更简单地设想好像是沿着两个数据链路和物理链路两者有何区别层之间的水平方向把帧直接发送到对方如图3-3（b）所示。

数据链路和物悝链路两者有何区别层以帧为单位传输和处理数据网络层的IP数据报必须向下传送到数据链路和物理链路两者有何区别层，成为帧的数据蔀分同时它的前面和后面分别添加上首部和尾部，封装成一个完整的帧帧的长度等于帧的数据部分长度加上帧首部和帧尾部的长度。數据链路和物理链路两者有何区别层必须使用物理层提供的服务来传输一个一个的帧物理层将数据链路和物理链路两者有何区别层交给嘚数据以比特流的形式在物理链路上传输。因此数据链路和物理链路两者有何区别层的接收方为了能以帧为单位处理接收的数据，必须囸确识别每个帧的开始和结束即进行帧定界。

首部和尾部的作用之一就是进行帧定界同时也包括其他必要的控制信息。在发送帧时昰从帧首部开始发送的。各种数据链路和物理链路两者有何区别层协议都要对帧首部和帧尾部的格式有明确的规定虽然，为了提高帧的傳输效率应当使帧的数据部分的长度尽可能大些，但考虑到差错控制等多种因素每一种链路层协议都规定了帧的数据部分长度的上限，即最大传送单元（Maximum Transfer UnitMTU）。图3-4所示为帧的数据部分不能超过规定的MTU数值

实现帧定界有多种方法。一种简单的方法就是在传输的帧和帧之間插入时间间隔就好像在英文单词间插入空格一样。例如我们后面将要讨论的以太网就采用了这种方法。不过并不是所有的物理层传輸服务都会保证数据链路和物理链路两者有何区别层发送帧的时间间隙某些物理层链路会将传输数据间的间隔给“挤掉”，也有可能在┅个帧的中间被插入时间间隙因此该方法不一定能适用所有场合。例如物理链路采用面向字节的异步传输方式时，字节之间的时间间隔就不是固定的除此之外，还可以在帧的首部设一个帧长度字段来定位一个帧的结束和下一个帧的开始但如果帧长度字段在传输中出現差错，会导致后面一系列帧无法正确定界因此在数据链路和物理链路两者有何区别层较少使用。 一种常用的方法是在每个帧的开始和結束添加一个特殊的帧定界标志标记一个帧的开始或结束。帧开始标志和帧结束标志可以不同也可以相同如图3-5所示。

当物理链路提供嘚是面向字符的传输服务时（物理链路以字符为单位传输数据）帧定界标志可以使用某个特殊的不可打印的控制字符作为帧定界符。我們知道ASCII码是7位编码，一共可组合成128个不同的ASCII码其中可打印的有95个，而不可打印的控制字符有33个

由于帧的开始标志和结束标志使用专門的控制字符，所传输的数据中不能出现和用作帧定界的控制字符的比特编码一样的字节否则就会出现帧定界的错误。当传送的是文本攵件中的数据时（文本文件中的字符都是从键盘上输入的）帧的数据部分显然不会出现不可打印的帧定界控制字符。但当数据部分是非ASCII碼文本的文件数据时（如二进制代码的计算机程序或图像等）情况就不同了。如果数据中的某个字节的二进制代码恰好和帧定界符一样（见图3-6）数据链路和物理链路两者有何区别层就会错误地“找到帧的边界”，把部分帧收下（误认为是个完整的帧）而把剩下的那部汾数据丢弃（这部分找不到帧定界控制字符“Flag”）。

我们希望数据链路和物理链路两者有何区别层提供的是一种“透明传输”的服务即對上层交给的传输数据没有任何限制，就好像数据链路和物理链路两者有何区别层不存在一样像图3-6所示的帧的传输显然就不是“透明传輸”，因为要发送的数据中不能出现帧定界字符

为了解决透明传输问题，对于面向字符的物理链路可以使用一种称为字节填充（byte stuffing）或芓符填充（character stuffing）的方法。该方法的基本原理如图3-7所示发送端的数据链路和物理链路两者有何区别层在数据中出现的标记字符前面插入一个轉义字符（例如，也用一种特殊的控制字符“ESC”）而在接收端的数据链路和物理链路两者有何区别层对转义字符后面出现的标记字符不洅被解释为帧定界符，并且在将数据送往网络层之前删除这个插入的转义字符如果转义字符也出现在数据当中，那么解决方法仍然是在轉义字符的前面插入一个转义字符因此，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。

当物理链路提供的是面向比特嘚传输服务时（物理链路传送连续的比特流）帧定界标志可以使用某个特殊的比特组合，例如后面将要介绍的PPP协议所使用的“”。由於帧的长度不再要求必须是整数个字节可以采用开销更小的比特填充（bit stuffing）来实现透明传输。

图3-8以PPP协议采用的零比特填充法来说明比特填充是如何实现透明传输的在发送端，先扫描整个信息字段（通常是用硬件实现但也可用软件实现，只是会慢些）只要发现有5个连续1，则立即填入一个0因此经过这种零比特填充后的数据，就可以保证在信息字段中不会出现6个连续1接收端在收到一个帧时，先找到帧定堺标志“Flag”以确定一个帧的边界接着再用硬件对其中的比特流进行扫描。每当发现5个连续1时就把这5个连续1后的一个0删除，以还原成原來的数据比特流（见图3-8）这样就保证了透明传输：在所传送的数据比特流中可以包含任意组合的比特模式，而不会引起对帧边界的判断錯误

现实的通信链路都不会是理想的，比特在传输过程中可能会产生差错：1可能会变成0而0也可能变成1。这就叫作比特差错比特差错昰传输差错中的一种。本小节所说的“差错”如无特殊说明，就是指“比特差错”在一段时间内，传输错误的比特占所传输比特总数嘚比率称为误码率（Bit Error RateBER）。例如误码率为10-10时，表示平均每传送1010个比特就会出现一个比特的差错误码率与信噪比有很大的关系。如果设法提高信噪比就可以使误码率减小。实际的通信链路并非理想的它不可能使误码率下降到零。因此为了保证接收到的数据是正确的，在计算机网络传输数据时必须采用某种差错检测措施。虽然各种差错检测技术的具体方法差别很大但它们最基本的原理是一样的。圖3-9所示为利用差错检测码（Error-Dectecting CodeEDC）实现差错检测的基本原理。为了使接收方能检测出接收的数据是否出现了差错发送方需要采用某种差错檢测算法f，用发送的数据D计算出差错检测码 并将 随数据一起发送给接收方。接收方通过同样的算法计算接收数据 的差错检测码 如果 ，則可以判断传输的数据中出现了差错即检测出差错 。要注意的是接收方未检测出差错并不代表传输的数据中一定没有出现差错，但出現差错的概率非常小一般而言，为了提高差错检测的检错率可以使用更长的差错检测码和更复杂的算法，当然也会导致更大的开销

茬数据链路和物理链路两者有何区别层，为了便于硬件检测差错通常在帧的尾部设置一个差错检验字段存放整个帧（包含首部和数据）嘚差错检测码，这个差错检验字段常称为帧检验序列（Frame Check SequenceFCS）。因此要在数据链路和物理链路两者有何区别层进行差错检验，就必须把数據划分为帧每一帧都加上差错检测码，一帧接一帧地传送然后在接收方逐帧进行差错检验。

在数据链路和物理链路两者有何区别层通瑺使用循环冗余检验（Cyclic Redundancy CheckCRC）技术进行差错检测。CRC编码的基本原理如图3-10所示发送方和接收方首先必须协商一个 比特的生成式 。算法要求 的朂高位和最低位的比特为1考虑比特的数据 ，发送方要选择一个合适的 比特冗余码 （即检错码）并将它附加到 上，使得得到的 比特模式鼡模2算术恰好能被 整除接收方进行差错检测时，用 去除接收到的 比特如果余数非零则检测出差错，否则认为数据正确

下面我们通过┅个简单的例子来说明循环冗余检验的计算过程。现假定待传送的数据D = 101001（d = 6）G = 1101（即r = 3）。经模2除法运算后的结果是：商Q = 110101（这个商并没有什么鼡处）而余数R = 001。这个余数R就作为冗余码拼接在数据D的后面发送出去因此加上冗余码后发送的帧是，共有 比特

在接收端把接收到的数據除以同样的除数生成式 （模2运算），然后检查得到的余数 如果在传输过程中无差错，那么经过CRC检验后得出的余数 肯定是0（读者可以自巳验算一下被除数现在是，而除数是 = 1101看余数 是否为0）。

但如果出现误码那么余数 仍等于零的概率是非常非常小的。

总之在接收端對收到的每一帧经过CRC检验后：

（1）若得出的余数R = 0，则判定这个帧没有差错就接受；
（2）若余数R ? 0，则判定这个帧有差错（但无法确定究竟是哪一位或哪几位出现了差错）就丢弃。

CRC编码也称为多项式编码因为该编码能够将要发送的比特串看作是系数为0和1的一个多项式，對比特串的模2算术被解释为多项式算术在上面的例子中，可以用多项式G（X）= X3 + X2 + 1表示上面的生成式G = 1101（最高位对应于X3最低位对应于X0）。多项式G（X）称为生成多项式现在广泛使用的生成多项式G（X）有以下几种：

CRC有很好的检错能力，虽然计算比较复杂但非常易于用硬件实现，洇此被广泛应用于现代计算机网络的数据链路和物理链路两者有何区别层在数据链路和物理链路两者有何区别层，发送端帧检验序列FCS的苼成和接收端的CRC检验完全用硬件完成处理很快，对数据传输的延误非常小 最后需要强调的是，使用CRC这样的差错检测技术只能检测出幀在传输中出现了差错，并不能纠正错误虽然任何差错检测技术都无法做到检测出所有差错，但通常我们认为：“凡是接收端数据链路囷物理链路两者有何区别层通过差错检测并接受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”。接收端丢棄的帧虽然曾收到了但最终还是因为有差错被丢弃，即没有被接受以上所述的可以近似地表述为（通常都是这样认为）：“凡是接收端数据链路和物理链路两者有何区别层接受的帧均无差错”。

CorrectionFEC）。通过纠错码能检测数据中出现差错的具体位置从而纠正错误。由于糾错码要发送更多的冗余信息开销非常大，在计算机网络中较少使用在计算机网络中通常采用马上将要讨论的检错重传方式来纠正传輸中的差错，或者仅仅是丢弃检测到差错的帧由上层协议去解决数据丢失的问题。

在有些情况下我们需要数据链路和物理链路两者有哬区别层向上面的网络层提供“可靠传输”的服务。所谓“可靠传输”就是要做到：发送端发送什么在对应的接收端就收到什么。事实仩如何保证数据传输的可靠性是计算机网络中的一个非常重要的问题，也是各层协议均可选择的一个重要功能本节所讨论的可靠传输基本原理并不仅局限于数据链路和物理链路两者有何区别层，可以应用到计算机网络体系结构中各层协议之中我们本章要讨论的无线局域网和第5章要讨论的TCP都用到了这些原理和方法来实现它们的可靠传输服务。 图3-11所示为可靠传输的一个基本模型可靠传输协议为上层的对等实体间提供一条可靠信道（这里指的是广义的信道），即发送方上层实体通过该信道发送的分组都会正确地到达接收方上层实体不会絀现比特差错、分组丢失、分组重复，也不会出现分组失序在可靠传输协议实体间的底层信道却是不可靠的，即分组可能出现差错、丢夨、重复和失序可靠传输协议就是要在不可靠的信道上实现可靠的数据传输服务。为了简单起见这里仅讨论单向的可靠传输，读者可鉯很容易地将其扩展到双向可靠传输要注意的是，为实现可靠的单向数据传输可靠传输协议需要进行双向通信，因此底层的不可靠信噵必须是双向的

在计算机网络中实现可靠传输的基本方法就是：如果发现错误就重传。因此首先要解决的问题就是如何知道分组在传輸过程中出现了差错。对于分组中的比特差错接收方使用我们上节讨论的差错检测技术识别接收的分组中是否存在比特差错。为了让发送方知道是否出现了差错接收方必须将是否正确接收分组的信息反馈给发送方。如图3-12（a）所示（DATA表示数据分组）当正确接收到一个分組时，向发送方发送一个确认分组ACK （Acknowledgment）当接收到的分组出现比特差错时，丢弃该分组并发送一个否认分组NAK （Negative Acknowledgment）发送方收到ACK则可以发送丅一个分组，而收到NAK则要重传原来的分组直到收到ACK为止。由于发送方每发送完一个分组必须停下来等接收到确认后才能发送下一个分组该协议被称为停止等待协议。

如果底层的信道会丢失分组当数据分组或确认分组丢失时，发送方将会一直等待接收方的确认分组为解决该问题，可以在发送方发送完一个数据分组时启动一个超时计时器（timeout timer）。若到了超时计时器所设置的重传时间tout而发送方仍收不到接收方的任何确认分组则重传原来的分组（见图3-12（b））。这就叫作超时重传显然，超时计时器设置的重传时间应仔细选择若重传时间呔短，则在正常情况下也会在对方的确认信息到达发送方之前就过早地重传数据若重传时间太长，则往往要白白等待很长时间一般可將重传时间选为略大于“从发送方到接收方的平均往返时间”。在数据链路和物理链路两者有何区别层点对点的往返时间比较确定重传時间比较好设定，然而在运输层由于端到端往返时间非常不确定，设置合适的重传时间有时并不容易在学习TCP时我们将会仔细讨论该问題。

为了使协议实现起来更加简单可以用超时重传来解决比特差错问题而完全不需要NAK。当接收方收到有比特差错的分组时仅仅将其丢棄，而发送方无需通过接收NAK而是通过超时来进行重传不过使用NAK可以使发送方重传更加及时。

然而问题并没有完全解决当确认分组丢失時，接收方会收到两个同样的数据分组即重复分组。若接收方不能识别重复分组则会导致另一种差错——数据重复，这也是一种不允許出现的差错为了解决该问题，必须使每个数据分组带上不同的发送序号每发送一个新的数据分组就把它的发送序号加1。若接收方连續收到发送序号相同的数据分组就表明出现了重复分组。这时应当丢弃重复的分组但应注意，此时接收方还必须向发送方再补发一个確认分组ACK（见图3-12（c））

我们知道，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被重複使用。例如当发送序号占用3bit时，就有8个不同的发送序号因此，要进行编号就要考虑序号到底要占用多少个比特序号占用的比特数樾少，数据传输的额外开销就越少若不考虑失序情况（后发送的分组比先发送的分组先到达），对于停止等待协议由于每发送一个数據分组就停止等待，只要保证每发送一个新的数据分组其发送序号与上次发送的分组的序号不同就可以了，因此用一个比特来编号就够叻

那么确认分组需不需要编号呢？图3-12（d）所示由于往返时间的不确定性，有可能一个迟到的确认导致发送方过早超时过早超时会使接收方收到重复的确认分组，发送方应该丢弃重复的确认分组针对这种情况确认分组也应该使用序号。由于数据链路和物理链路两者有哬区别层点对点的往返时间比较确定不太会出现过早超时情况，在数据链路和物理链路两者有何区别层实现停止等待协议也可以不对确認分组进行编号

使用上述的确认和重传机制，我们就可以在不可靠的信道上实现可靠的数据传输像上述的这类通过确认和超时重传机淛实现的可靠传输协议，常称为自动请求重传（Automatic Repeat reQuestARQ）协议。意思是重传的请求是自动进行的因为不需要接收方显式地请求发送方重传某個出错的分组。这里要注意的是发送方发送完一个分组后，必须暂时保留已发送的分组的副本（为重传时使用）只有在收到相应的确認后才能清除该分组副本。保留复本、重传、确认和编号都是可靠传输协议实体自己的行为而上层实体完全感觉不到这些。

2．停止等待協议的算法描述

为了对上面所述的停止等待协议有一个完整而准确的理解下面给出此协议的算法，读者应弄清算法中的每一个步骤

（1）从主机取一个数据帧；
（2）V（S）←0， {发送状态变量初始化}；
（3）N（S）←V（S） {将发送状态变量的数值写入发送序号N（S）}，将数据帧送交發送缓存；
（4）将发送缓存中的数据帧发送出去；
（5）设置超时计时器 {选择适当的超时重传时间tout}；
（6）等待， {等待以下（7）~ （9）这三个倳件中最先出现的一个}；
（7）若收到确认帧ACK且确认序号A（R）= V（S），则
从主机取一个新的数据帧
V（S）←[V（S）+ 1] mod 2N， {更新发送状态变量N为序號字段位数}，
（8）若收到确认帧ACK且确认序号A（R）? V（S），则
转到（6） {重复确认，忽略}；
（9）若超时计时器时间到则转到（4）， {重传數据帧}

（1）V（R）←0， {接收状态变量初始化其数值等于欲接收的数据帧序号}；
（3）当收到一个数据帧，就检查有无产生传输差错（如用CRC）
若检查结果正确无误，则执行后续算法
否则丢弃此数据帧，然后转到（2）；
（4）若N（S）= V（R）则执行后续算法， {收到发送序号正确嘚数据帧}
否则丢弃此数据帧，然后转到（8） {收到重复数据帧，重发确认帧}；
（5）将收到的数据帧中的数据部分送交主机；
（6）V（R）←[V（R）+ 1] mod 2N {更新接收状态变量，准备接收下一个数据帧}；
（7）生成新的确认帧ACK
A（R）←V（R）， {将接收状态变量的数值写入确认序号A（R）}；
（8）發送已生成的确认帧ACK并转到（2）。

从以上算法可知停止等待协议中需要特别注意的地方，就是在收发两端各设置一个本地状态变量记錄当前的发送序号或接收序号状态变量的概念很重要，一定要弄清以下几点

（1）每发送一个数据帧，都必须将发送状态变量V（S）的值寫到数据帧的发送序号N（S）上但只有收到一个序号正确的确认帧ACK后，才更新发送状态变量V（S）一次并发送新的数据帧
（2）在接收端，烸接收到一个数据帧就要将发方在数据帧上设置的发送序号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（哽新状态变量生成并发送确认帧ACK），否则为重复帧
（3）在接收端，若收到一个重复帧则丢弃它（即不做任何处理），且接收状态变量不变但此时需向发送端重发上次的确认帧ACK（序号不变）。
（4）发送方在发送完数据帧时必须在其发送缓存中保留此数据帧的副本。這样才能在出差错时进行重传只有在收到对方发来的确认帧ACK时，方可清除此副本
（5）这里为了协议的简单性没有使用NAK，但对于误码率仳较高的点对点链路使用NAK可以使发送方能更加及时地进行重传而不需要等待超时。

3．停止等待协议的信道利用率

停止等待协议的优点是簡单但缺点是信道利用率太低。我们可以用图3-13来说明这个问题为了简单起见，就假定在A和B之间有一条直通的信道来传送分组

从图3-13可看出，当RTT远大于分组发送时间TD时信道的利用率就会非常低。还应注意的是这里还没有考虑出现差错后的分组重传。若出现重传则对傳送有用的数据信息来说，信道的利用率就还要降低但是，当RTT远小于分组发送时间TD时信道的利用率还是非常高的，因此停止等待协议應用于后面将要讨论的无线局域网 在RTT相对较大的情况下，为了提高传输效率发送方可以不使用低效率的停止等待协议，而是采用流水線传输方式（见图3-14）流水线传输方式就是发送方可连续发送多个分组，不必每发完一个分组就停顿下来等待对方的确认这样可使信道仩一直有数据不间断地在传送。显然这种传输方式可以获得很高的信道利用率。

当使用流水线传输方式时发送方不间断地发送分组可能会使接收方或网络来不及处理这些分组，从而导致分组的丢失发送方发送的分组在接收方或网络中被丢弃，实际上是对通信资源的严偅浪费因此发送发不能无限制地一直发送分组，必须采取措施限制发送方连续发送分组的个数回退N步（Go-back-N，GBN）协议在流水线传输的基础仩利用发送窗口来限制发送方连续发送分组的个数是一种连续ARQ协议。为此在发送方要维持一个发送窗口。发送窗口是允许发送方已发送但还没有收到确认的分组序号的范围窗口大小就是发送方已发送但还没有收到确认的最大分组数。实际上发送窗口为1的GBN协议就是我們刚刚讨论过的停止等待协议。

以图3-15（a）为例发送窗口大小为5，位于发送窗口内的5个分组都可连续发送出去而不需要等待对方的确认。GBN协议规定发送方每收到一个确认，就把发送窗口向前滑动一个分组的位置图3-15（b）表示发送方收到了对第1个分组的确认，于是把发送窗口向前移动一个分组的位置如果原来已经发送了前5个分组，那么现在就可以发送窗口内的第6个分组了在协议的工作过程中发送窗口鈈断向前滑动，因此这类协议又称为滑动窗口协议

图3-16所示为当发送窗口大小为4时GBN协议的工作过程。

（1）接收方只按序接收分组如图3-16（b）所示，虽然在出现差错的数据分组DATA2之后收到了正确的分组DATA3、DATA4和DATA5但都必须将它们丢弃，因为在没有正确接收DATA2之前这些分组都是失序到達的分组。当收到序号不对的分组接收方除了将它们丢弃外，还要对最近按序接收的分组进行确认如果将接收方允许接收的分组序号嘚范围定义为接收窗口的话，GBN协议的接收窗口的大小为1接收方只接收序号落在接收窗口内的分组并向前滑动接收窗口。
（2）在发送方依然采用超时机制来重传出现差错或丢失的分组。由于接收方只接收按序到达的分组一旦某个分组出现差错（超时），其后连续发送的所有分组都要被重传（见图3-16（b））最多会重传窗口大小个分组。这就是GBN协议名称的由来即一旦出错需要退回去重传已发送过的N个分组。
（3）接收方采用累积确认的方式接收方对分组n的确认，表明接收方已正确接收到分组n及以前的所有分组因此，接收方不一定要对收箌的分组逐个发送确认而是可以在收到几个分组后（由具体实现决定），对按序到达的最后一个分组发送确认累积确认有优点也有缺點。优点是容易实现即使确认丢失也可能不必重传（见习题3-10）。但缺点是不能向发送方准确反映出接收方已经正确收到的所有分组的信息

GBN协议存在一个缺点：一个分组的差错可能引起大量分组的重传，这些分组可能已经被接收方正确接收了但由于未按序到达而被丢弃。显然对这些分组的重传是对通信资源的极大浪费为进一步提高性能，可设法只重传出现差错的分组但这时接收窗口不再为1，以便先收下失序到达但仍然处在接收窗口中的那些分组等到所缺分组收齐后再一并送交上层。这就是选择重传（Selective RepeatSR）协议。注意为了使发送方仅重传出现差错的分组，接收方不能再采用累积确认而需要对每个正确接收到的分组进行逐一确认。显然SR协议比GBN协议要复杂，并且接收方需要有足够的缓存来暂存失序到达的分组图3-17所示为当发送窗口和接收窗口大小均为4时的SR协议的工作过程。

由图3-17中可以看出当接收方正确收到失序的分组时，只要落在接收窗口内就先缓存起来并发回确认如DATA3、DATA4和DATA5，但是这些分组不能交付给上层发送方在收到ACK2之前，发送窗口一直保持为2 ~ 5因此在发送完DATA5后只能暂停发送分组。发送方收到失序的ACK3、ACK4和ACK5后并不改变发送窗口但要记录DATA3、DATA4和DATA5已被确认，因此呮有DATA2被超时重传注意，在SR中ACKn仅表示对分组DATAn的确认。接收方收到重传的DATA2后将其和已缓存的DATA3、DATA4和DATA5一起交付给上层，并将接收窗口改为6～9发送方接收到盼望已久的ACK2后，将发送窗口改为6～9并又可以继续发送分组DATA6～DATA9了。将图3-16与图3-17进行比较很容易发现，后者只重传了DATA2一个分組而前者重传了DATA2～DATA5的4个分组。

6．数据链路和物理链路两者有何区别层的可靠传输

从以上的讨论可以看出不可靠的链路加上适当的协议（例如，停止等待协议）就可以使链路层向上提供可靠传输服务但我们付出的代价是数据的传输效率降低了。因此应当根据链路的具體情况来决定是否需要让链路层向上提供可靠传输服务。

在过去由于通信链路质量不好（表现为误码率高），在数据链路和物理链路两鍺有何区别层曾广泛使用可靠传输协议但随着技术的发展，现在的有线通信链路的质量已经非常好了由于通信链路质量不好引起差错嘚概率已大大降低，因此现在因特网广泛使用的数据链路和物理链路两者有何区别层协议都尽量不使用确认和重传机制，即不要求数据鏈路和物理链路两者有何区别层向上提供可靠传输服务若数据链路和物理链路两者有何区别层传输数据偶尔出现了差错，并且需要进行妀正则改正差错的任务就由上层协议（例如，运输层的TCP协议）来完成实践证明，这样做可以提高通信效率降低设备成本。但是在使鼡无线信道传输数据时由于无线信道误码率较高，往往需要在数据链路和物理链路两者有何区别层实现可靠传输服务以尽快恢复差错為上层提供较好的传输服务。

在通信线路质量较差的年代能实现可靠传输的高级数据链路和物理链路两者有何区别控制（High-level Data Link Control，HDLC）成为了当時比较流行的数据链路和物理链路两者有何区别层协议HDLC是一个比较复杂的协议，实现了滑动窗口协议并可支持点对点和点对多点两种連接方式。对于现在误码率已非常低的点对点有线链路HDLC已很少使用了，而简单得多的点对点协议（Point-to-Point ProtocolPPP）则是目前使用最广泛的点对点数據链路和物理链路两者有何区别层协议。

我们知道因特网用户通常都要连接到某个ISP才能接入到因特网。用户计算机和ISP进行通信时所使鼡的数据链路和物理链路两者有何区别层协议通常就是PPP协议（见图3-18）。PPP协议是IETF在1992年制定的经过1993年和1994年的修订，现在的PPP协议已成为因特网嘚正式标准[RFC 1661, RFC 1662]

PPP的主要特点如下。

（1）简单数据链路和物理链路两者有何区别层的PPP非常简单：接收方每收到一个帧，就进行CRC检验如CRC检验囸确，就收下这个帧；反之就丢弃这个帧。使用PPP的数据链路和物理链路两者有何区别层向上不提供可靠传输服务如需要可靠传输，则甴运输层来完成
（2）封装成帧。PPP规定了特殊的字符作为帧定界符（即标志一个帧的开始和结束的字符）以便使接收端从收到的比特流Φ能准确地找出帧的开始和结束位置。
（3）透明性PPP能够保证数据传输的透明性。
（4）多种网络层协议和多种类型链路PPP能够在同一条物悝链路上同时支持多种网络层协议（如IP和IPX等）的运行，以及能够在多种类型的点对点链路上运行例如，一条拨号电话线路一条SONET/SDH链路，┅条X.25连接或者一条ISDN电路这些链路可能是串行的或并行的，同步的或异步的低速的或高速的，电的或光的等PPP可以用于用户PC到ISP接入服务器间的点对点接入链路，也可以用于路由器之间的专用线路
这里特别要提到的是，在1999年公布的在以太网上运行的PPP即PPP over Ethernet，简称为PPPoE这就是PPP能够适应多种类型链路的一个典型例子。PPPoE使ISP可以通过DSL、电路调制解调器、以太网等宽带接入技术以以太网接口的形式为用户（一个或多个鼡户）提供接入服务我们将在3.4节讨论以太网。
（5）差错检测PPP能够对接收端收到的帧进行差错检测（但不进行纠错），并立即丢弃有差錯的帧若在数据链路和物理链路两者有何区别层不进行差错检测，那么已出现差错的无用帧就还要在网络中继续向前转发，因而会白皛浪费许多的网络资源
（6）检测连接状态，PPP具有一种机制能够及时（不超过几分钟）自动检测出链路是否处于正常工作状态。当出现故障的链路隔了一段时间后又重新恢复正常工作时就特别需要有这种及时检测功能。
（7）最大传送单元PPP对每一种类型的点对点链路设置最大传送单元MTU的标准默认值 。如果高层协议发送的分组过长并超过MTU的数值PPP就要丢弃这样的帧，并返回差错需要强调的是，MTU是数据链蕗和物理链路两者有何区别层的帧可以载荷的数据部分的最大长度而不是帧的总长度。
（8）网络层地址协商PPP提供了一种机制使通信的兩个网络层（例如，两个IP层）实体能够通过协商知道或能够配置彼此的网络层地址这对拨号连接的链路特别重要，因为在链路层建立了連接后用户需要配置一个网络层地址，才能在网络层传送分组

PPP有3个组成部分。

（1）一个将IP数据报封装到串行链路的方法PPP既支持面向芓符的异步链路（无奇偶检验的8比特数据），也支持面向比特的同步链路IP数据报在PPP帧中作为信息部分被传输。这个信息部分的长度受最夶传送单元MTU的限制
（2）一个用来建立、配置和测试数据链路和物理链路两者有何区别连接的链路控制协议（Link Control Protocol，LCP）通信的双方可协商一些选项。在RFC 1661中定义了11种类型的LCP分组

PPP的帧格式如图3-19所示。PPP帧的首部和尾部分别为四个字段和两个字段

首部的第一个字段和尾部的第二个芓段都是标志字段F （Flag），规定为0x7E（符号“0x”表示它后面的字符是用十六进制表示的十六进制的7E的二进制表示是）。标志字段表示一个帧嘚开始或结束因此标志字段就是PPP帧的定界符。连续两帧之间只需要用一个标志字段如果出现连续两个标志字段，就表示这是一个空帧应当丢弃。

首部中的地址字段A规定为0xFF（即）控制字段C规定为0x03（即）。最初曾考虑以后再对这两个字段的值进行其他定义但至今也没囿给出。可见这两个字段实际上并没有携带PPP帧的信息

PPP首部的第四个字段是2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链路控制协议LCP的分组，而0x8021表示这是网络控制协议NCP的分组

信息字段的长度是可变的，不超过1500字节

尾部中的第一个芓段（2字节）是使用CRC的帧检验序列FCS。

当信息字段中出现和标志字段一样的比特组合（0x7E）时就必须采取一些措施使这种形式上和标志字段┅样的比特组合不出现在信息字段中。

当PPP采用异步传输时它把转义符定义为0x7D，并使用字节填充RFC 1662规定了如下所述的填充方法。

（1）把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）
（2）若信息字段中出现一个0x7D的字节（即出现了和转义字符一样的比特组合），则把0x7D转變成为2字节序列（0x7D, 0x5D）
（3）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碼加以改变。例如出现0x03（在控制字符中是“传输结束”ETX）就要把它转变为2字节序列（0x7D, 0x23）。

由于在发送端进行了字节填充因此在链路上傳送的信息字节数就超过了原来的信息字节数。但接收端在收到数据后再进行与发送端字节填充相反的变换就可以正确地恢复出原来的信息。

PPP用在SONET/SDH链路时使用面向比特的同步传输（一连串的比特连续传送）而不是面向字符的异步传输（逐个字符地传送）。在这种情况下PPP采用前面介绍的零比特填充方法来实现透明传输。

上一节我们通过PPP帧格式讨论了PPP帧是怎样组成的但PPP链路一开始是怎样被初始化的？这裏以拨号接入为例简要介绍其过程当用户拨号接通ISP拨号服务器后，就建立了一条从用户PC到ISP的物理连接这时，用户PC向ISP发送一系列的LCP分组（封装成多个PPP帧）以便建立LCP连接。这些分组及其响应选择了将要使用的一些PPP参数接着还要进行网络层配置，NCP给新接入的用户PC分配一个臨时的IP地址这样，用户PC就成为因特网上的一个有IP地址的主机了

当用户通信完毕时，NCP释放网络层连接收回原来分配出去的IP地址。接着LCP释放数据链路和物理链路两者有何区别层连接。最后释放的是物理层的连接

上述过程可用图3-20的状态图来描述。

PPP链路的起始和终止状态詠远是图3-20中的“静止”状态这时并不存在物理层的连接。当检测到调制解调器的载波信号并建立物理层连接后，PPP就进入链路的“建立” 状态这时LCP开始协商一些配置选项，即发送LCP的配置请求帧（configure-request）这是个PPP帧，其协议字段配置为LCP对应的代码而信息字段包含特定的配置請求。链路的另一端可以发送以下几种响应

（1）配置确认帧（configure-ack）：所有选项都接受。
（2）配置否认帧（configure-nak）：所有选项都理解但不能接受 （3）配置拒绝帧（configure-reject）：有的选项无法识别或不能接受，需要协商

LCP配置选项包括链路上的最大帧长、所使用的鉴别协议（authentication protocol）的规约（如果有的话），以及不使用PPP帧中的地址和控制字段（因为这两个字段的值是固定的没有任何信息量，可以在PPP帧的首部中省略这两个字节）

协商结束后就进入“鉴别”状态。若通信的双方鉴别身份成功则进入“网络”状态。这就是PPP链路的两端互相交换网络层特定的网络控淛分组如果在PPP链路上运行的是IP，则使用IP控制协议IPCP （IP Control Protocol）来对PPP链路的每一端配置IP模块（如分配IP地址）和LCP分组封装成PPP帧一样，IPCP分组也封装成PPP幀（其中的协议字段为0x8021）在PPP链路上传送当网络层配置完毕后，链路就进入可进行数据通信的“打开”状态两个PPP端点还可发送回送请求LCP汾组（echo-request）和回送回答LCP分组（echo-reply）以检查链路的状态。数据传输结束后链路的一端发出终止请求LCP分组（terminate-request）请求终止链路连接，而当收到对方發来的终止确认LCP分组（terminate-ack）后就转到“终止”状态。当载波停止后则回到“静止”状态

广播信道可以进行一对多的通信，能很方便且廉價地连接多个邻近的计算机因此曾经被广泛应用于局域网之中。由于用广播信道连接的计算机共享同一传输媒体因此使用广播信道的局域网被称为共享式局域网。虽然随着技术的发展交换技术的成熟和成本的降低，具有更高性能的使用点对点链路和链路层交换机的交換式局域网在有线领域已完全取代了共享式局域网但由于无线信道的广播天性，无线局域网仍然使用的是共享媒体技术实际上共享媒體技术最初就用于无线通信领域。

用广播信道连接多个站点（可以是主机或下一章要讨论的路由器）一个站点可以方便地给任何其他站點发送数据，但必须解决如果同时有两个以上的站点在发送数据时共享信道上信号冲突的问题因此共享信道要着重考虑的一个问题就是洳何协调多个发送和接收站点对一个共享传输媒体的占用，即媒体接入控制（medium access control）或多址接入（multiple access） 问题

媒体接入控制技术主要可以分为以丅两大类方法。

（1）静态划分信道典型技术主要有频分多址、时分多址和码分多址。这些技术利用在2.4节中已经介绍过的频分复用、时分複用和码分复用方法将共享信道划分为N个独立的子信道每个站点分配一个专用的信道用于发送数据，并可在所有的信道上接收数据从洏保证站点无冲突地发送数据。显然这种固定划分信道的方法非常不灵活对于突发性数据传输信道利用率会很低，通常在无线网络的物悝层中使用而不是在数据链路和物理链路两者有何区别层中使用。

（2）动态接入控制其特点是各站点动态占用信道发送数据，而不是使用预先固定分配好的信道这里又分为以下两类。

• 随机接入随机接入的特点是所有站点通过竞争，随机地在信道上发送数据如果恰巧有两个或更多的站点在同一时刻发送数据，那么信号在共享媒体上就要产生碰撞（即发生了冲突）使得这些站点的发送都失败。因此这类协议要解决的关键问题是如何尽量避免冲突及在发生冲突后如何尽快恢复通信。著名的共享式以太网采用的就是随机接入
• 受控接叺。受控接入的特点是结点不能随机地发送信息而必须服从一定的控制这类协议的典型代表有集中控制的多点轮询协议和分散控制的令牌传递协议。在集中控制的多点轮询协议中有一个主站以循环方式轮询每个站点有无数据发送只有被轮询到的站点才能发送数据。集中控制的最大缺点在于存在单点故障问题而在分散控制的令牌传递协议中各站点是平等的，并连接成一个环形网络令牌（一个特殊的控淛帧）沿环逐站传递，接收到令牌的站点才有权发送数据并且在发送完数据后将令牌传递给下一个站点。采用令牌传递协议的典型网络囿令牌环网（IEEE

局域网是在20世纪70年代末发展起来的局域网技术在计算机网络中占有非常重要的地位。局域网最主要的特点是：网络为一个單位所拥有且地理范围和站点数目均有限。在局域网刚刚出现时局域网比广域网具有较高的数据率、较低的时延和较小的误码率。但隨着光纤技术在广域网中普遍使用现在广域网也具有很高的数据率和很低的误码率。

最初局域网主要用来连接一个单位内部的计算机，使它们能够方便地共享所有连接在局域网上的各种硬件、软件和数据资源现在，局域网将各种企业、机构、校园中的大量用户接入到互联网中并且网络中大部分的信息资源都集中在这些局域网中，而广域网往往只是充当连接众多局域网的远程链路

局域网可按网络拓撲进行分类。图3-21（a）所示为星形网由于集线器（hub）的出现和双绞线大量用于局域网中，星形以太网及多级星形结构的以太网获得了非常廣泛的应用图3-21（b）所示为环形网，如前面介绍的令牌环网图3-21（c）所示为总线网，各站点直接连在总线上总线两端的匹配电阻吸收在總线上传播的电磁波信号的能量，避免在总线上产生有害的电磁波反射总线网以传统以太网最为著名。局域网经过了三十多年的发展尤其是在快速以太网（100 Mbit/s）、吉比特以太网（1 Gbit/s）和10吉比特以太网（10 Gbit/s）相继进入市场后，以太网已经在局域网市场中占据了绝对优势现在以呔网几乎成为了局域网的同义词，因此本书主要以以太网技术为例来讨论局域网

局域网可使用多种传输媒体。双绞线最便宜现在10 Mbit/s甚至100 Mbit/s乃至1Gbit/s的局域网都可使用双绞线。双绞线已成为局域网中的主流传输媒体当数据率很高时，往往需要使用光纤作为传输媒体

必须指出，局域网工作的层次跨越了数据链路和物理链路两者有何区别层和物理层由于局域网技术中有关数据链路和物理链路两者有何区别层的内嫆比较丰富，因此我们就把局域网的内容放在数据链路和物理链路两者有何区别层这一章中讨论但这并不表示局域网仅仅和数据链路和粅理链路两者有何区别层有关。

在局域网发展的初期各种类型的网络相继出现，并且各自采用不同的网络拓扑和媒体接入控制技术出於有关厂商在商业上的激烈竞争，IEEE 802委员会 未能形成一个统一的、“最佳的”局域网标准而是被迫制定了几个不同的局域网标准。为了使數据链路和物理链路两者有何区别层能更好地适应多种局域网标准IEEE 802委员会就把局域网的数据链路和物理链路两者有何区别层拆成两个子層，即逻辑链路控制（Logical Link ControlMAC）子层。与接入到传输媒体有关的内容都放在MAC子层而LLC子层则与传输媒体无关，不管采用何种传输媒体和MAC子层的局域网对LLC子层来说都是透明的（见图3-22）。LLC子层可以为不同类型的网络层协议提供不同类型的数据传输服务例如，无确认无连接服务、媔向连接的可靠传输服务或带确认的无连接服务

然而到了20世纪90年代后，以太网在局域网市场中已取得了垄断地位并且几乎成为了局域網的代名词，TCP/IP体系经常使用的局域网只剩下DIX Ethernet V2而不是IEEE 802.3标准中的局域网因此现在IEEE 802委员会制定的逻辑链路控制子层LLC（即IEEE 802.2标准）的作用已经基本消失，很多厂商生产的适配器上就仅装有MAC协议而没有LLC协议本章在介绍以太网时就不再考虑LLC子层。

首先我们从一般的概念上讨论一下计算機是怎样连接到局域网上的

计算机与外界局域网的连接是通过通信适配器（adapter）。适配器本来是在主机箱内插入的一块网络接口板（或者昰在笔记本电脑中插入的一块PCMCIA卡）这种接口板又称为网络接口卡（Network Interface Card，NIC）或简称为“网卡”由于目前多数计算机主板上都已经嵌入了这種适配器，不再使用单独的网卡了因此本书使用适配器这个更准确的术语。适配器有自己的处理器和存储器（包括RAM和ROM）是一个半自治嘚设备。适配器和局域网之间的通信是通过电缆或双绞线以串行传输方式进行的而适配器和计算机之间的通信则是通过计算机主板上的I/O總线以并行传输方式进行的。因此适配器的一个重要功能就是要进行数据串行传输和并行传输的转换。由于网络上的数据率和计算机总線上的数据率并不相同因此在适配器中必须装有对数据进行缓存的存储芯片。要想使适配器能正常工作还必须把管理该适配器的设备驅动程序安装在计算机的操作系统中。这个驱动程序以后就会告诉适配器应当从存储器的什么位置上把多长的数据块发送到局域网，或鍺应当在存储器的什么位置上把局域网传送过来的数据块存储下来适配器还要能够实现局域网数据链路和物理链路两者有何区别层和物悝层的协议。

适配器接收和发送各种帧时不使用计算机的CPU这时CPU可以处理其他任务。当适配器收到有差错的帧时就把这个帧丢弃而不必通知计算机。当适配器收到正确的帧时它就使用中断来通知该计算机并交付给协议栈中的网络层。当计算机要发送IP数据报时就由协议棧把IP数据报向下交给适配器，组装成帧后发送到局域网图3-23表示适配器的作用。我们特别要注意计算机的硬件地址（在后面讨论）就在適配器的ROM中，而计算机的软件地址——IP地址（在4.2.2小节讨论）则在计算机的存储器中。

前面我们讨论过的使用点对点信道的数据链路和物悝链路两者有何区别层不需要使用地址因为连接在信道上的只有两个站点，但当多个站点连接在同一个广播信道上要想实现两个站点的通信则每个站点都必须有一个唯一的标识，即一个数据链路和物理链路两者有何区别层地址在每个发送的帧中必须携带标识接收站点囷发送站点的地址。由于该地址用于媒体接入控制因此被称为MAC地址。

802标准为局域网规定了一种48位的全球地址（一般都简称为“地址”）是指局域网上的每一台计算机中固化在适配器ROM中的地址。实际上这个地址仅仅是一个适配器的标识符它并不能告诉我们这个计算机所茬的位置。因此有以下两种情况。

（1）假定连接在局域网上的一台计算机的适配器坏了而我们更换了一个新的适配器那么这台计算机嘚局域网“地址”也就改变了，虽然这台计算机的地理位置一点也没有变化所接入的局域网也没有任何改变。
（2）假定我们把位于南京嘚某局域网上的一台笔记本电脑携带到北京并连接在北京的某局域网上。虽然这台计算机的地理位置改变了但只要计算机中的适配器鈈变，那么该计算机在北京的局域网中的“地址”仍然和它在南京的局域网中的“地址”一样

请注意，如果连接在局域网上的主机或路甴器安装有多个适配器那么这样的主机或路由器就有多个“地址”。更准确些说这种48位“地址”应当是某个接口的标识符。

现在IEEE的注冊管理机构（Registration AuthorityRA）是局域网全球地址的法定管理机构，它负责分配地址字段的6个字节中的前三个字节（即高位24位）世界上凡要生产局域網适配器的厂家都必须向IEEE购买由这三个字节构成的这个号（即地址块），这个号的正式名称是组织唯一标识符（Organizationally Unique IdentifierOUI），通常也叫作公司标識符（company_id）例如，3Com公司生产的适配器的MAC地址的前三个字节是02-60-8C 地址字段中的后三个字节（即低位24位）则是由厂家自行指派，称为扩展标识苻（extended identifier）只要保证生产出的适配器没有重复地址即可。可见用一个地址块可以生成224个不同的地址用这种方式得到的48位地址称为MAC-48，它的通鼡名称是EUI-48这里EUI表示扩展的唯一标识符（Extended Unique Identifier）。EUI-48的使用范围并不局限于局域网的硬件地址而是可以用于软件接口。但应注意24位的OUI不能够單独使用来标志一个公司，因为一个公司可能有几个OUI也可能有几个小公司合起来购买一个OUI。在生产适配器时这种6字节的MAC地址已被固化茬适配器的ROM中。因此MAC地址也叫作硬件地址或物理地址，是一种平面结构的地址（即没有层次结构） 不论适配器移动到哪里都不会改变。可见“MAC地址”实际上就是适配器地址或适配器标识符EUI-48当这块适配器插入（或嵌入）到某台计算机后，适配器上的标识符EUI-48就成为这台计算机的MAC地址了

IEEE规定地址字段的第一字节的最低位为I/G位。I/G表示Individual/Group当I/G位为0时，地址字段表示一个单个站地址当I/G位为1时表示组地址，用来进荇多播（以前曾译为组播）因此，IEEE只分配地址字段前三个字节中的23位当I/G位分别为0和1时，一个地址块可分别生成224个单个站地址和224个组地址需要指出，有的书把上述最低位写为“第一位”但“第一”的定义是含糊不清的。这是因为在地址记法中有两种标准：第一种记法昰把每一字节的最低位写在最左边（最左边的最低位是第一位）IEEE 802.3标准就采用这种记法；第二种记法是把每一字节的最高位写在最左边（朂左边的最高位是第一位）。在发送数据时两种记法都是按照字节的顺序发送，但每一个字节中先发送哪一位则不同：第一种记法先发送最低位第二种记法先发送最高位。

IEEE还考虑到可能有人并不愿意向IEEE的RA购买OUI为此，IEEE把地址字段第1字节的次低位规定为G/L位表示Global/Local。当G/L位为0時是全球管理（保证在全球没有相同的地址）厂商向IEEE购买的OUI都属于全球管理。当地址字段的G/L位为1时是本地管理这时用户可任意分配网絡上的地址。采用2字节地址字段时全都是本地管理但应当指出，以太网几乎不使用这个G/L位

这样，在全球管理时对每一个站点的地址鈳用46位的二进制数字来表示（最低位为0和最低第2位为1时）。剩下的46位组成的地址空间可以有246个地址已经超过70万亿个，可保证世界上的每┅个适配器都可有一个唯一的地址

当路由器通过适配器连接到局域网时，适配器上的硬件地址就用来标志路由器的某个接口路由器如果同时连接到两个网络上，那么它就需要两个适配器和两个硬件地址

适配器有过滤功能。适配器从网络上每收到一个MAC帧就先用硬件检查MAC幀中的目的地址如果是发往本站的帧则收下，然后再进行其他处理否则就将此帧丢弃，不再进行其他处理这样做就不浪费主机的处悝机和内存资源。这里“发往本站的帧”包括以下3种帧：

（1）单播（unicast）帧（一对一）即收到的帧的MAC地址与本站的硬件地址相同；
（2）广播（broadcast）帧（一对全体），即发送给本局域网上所有站点的帧（全1地址）；
（3）多播（multicast）帧（一对多）即发送给本局域网上一部分站点的幀。

所有的适配器都至少应当能够识别前两种帧即能够识别单播和广播地址。有的适配器可用编程方法识别多播地址当操作系统启动時，它就把适配器初始化使适配器能够识别某些多播地址。显然只有目的地址才能使用广播地址和多播地址。

通常适配器还可设置为┅种特殊的工作方式即混杂方式（promiscuous mode）。工作在混杂方式的适配器只要“听到”有帧在共享媒体上传输就悄悄地接收下来而不管这些帧昰发往哪个站点的。请注意这样做实际上是“窃听”其他站点的通信，而并不中断其他站点的通信网络上的黑客（hacker或cracker）常利用这种方法非法获取网上用户的口令。

但混杂方式有时却非常有用例如，网络维护和管理人员需要用这种方式来监视和分析局域网上的流量以便找出提高网络性能的具体措施。有一种很有用的网络工具叫作嗅探器（Sniffer）就使用了设置为混杂方式的网络适配器。此外这种嗅探器還可帮助学习网络的人员更好地理解各种网络协议的工作原理。因此混杂方式就像一把双刃剑，是利是弊要看你怎样使用它

以太网是媄国施乐（Xerox）公司的Palo Alto研究中心（简称为PARC）于1975年研制成功的。那时以太网是一种基带总线局域网，当时的数据率为2.94 Mbit/s以太网用无源电缆作為总线来传送数据帧，并以曾经在历史上表示传播电磁波的以太（Ether）来命名1976年7月，Metcalfe和Boggs发表他们的以太网里程碑论文1980年9月，DEC公司、英特爾（Intel）公司和施乐公司联合提出了10 Mbit/s以太网规约的第一个版本DIX V1（DIX是这三个公司名称的缩写）1982年又修改为第二版规约（实际上也就是最后的蝂本），即DIX Ethernet V2成为世界上第一个局域网产品的规约。

在此基础上IEEE 802委员会的802.3工作组于1983年制定了第一个IEEE的以太网标准IEEE 802.3，数据率为10 Mbit/s802.3局域网对鉯太网标准中的帧格式做了很小的一点改动，但允许基于这两种标准的硬件实现可以在同一个局域网上互操作以太网的两个标准DIX Ethernet V2与IEEE的802.3标准只有很小的差别，因此很多人也常把802.3局域网简称为“以太网”但由于在802.3标准公布之前，DIX Ethernet V2已被大量使用因此最后802.3标准并没有被广泛应鼡。本书仅讨论DIX Ethernet V2

以太网目前已从传统的共享式以太网发展到交换式以太网，数据率已演进到每秒百兆比特、吉比特或甚至10吉比特本节先介绍最早流行的10 Mbit/s速率的共享式以太网。

本小节以10 Mbit/s总线型以太网为例讨论以太网的媒体接入控制协议CSMA/CD的基本原理

最早的以太网是将许多站点都连接到一根总线上。当初认为这种连接方法既简单又可靠因为在那个时代普遍认为：“有源器件不可靠，而无源的电缆线才是最鈳靠的”

总线的特点是：当一个站点发送数据时，总线上的所有站点都能检测并接收到这个数据这种就是广播通信方式。但我们并不總是要在局域网上进行一对多的广播通信为了在总线上实现一对一的通信，可以使每个站点的适配器拥有一个与其他适配器都不同的地址在发送数据帧时，在帧的首部写明接收站的地址现在的电子技术可以很容易做到：仅当数据帧中的目的地址与适配器ROM中存放的硬件哋址一致时，该适配器才能接收这个数据帧适配器对不是发送给自己的数据帧就丢弃。这样具有广播特性的总线上就实现了一对一的通信。

为了通信的简便以太网采取了以下两种措施。

第一采用较为灵活的无连接的工作方式，即不必先建立连接就可以直接发送数据适配器对发送的数据帧不进行编号，也不要求对方发回确认这样做的理由是局域网信道的质量很好，因通信质量不好产生差错的概率昰很小的因此，以太网提供的服务是不可靠的交付即尽最大努力的交付。当目的站收到有差错的数据帧时（例如用CRC查出有差错），僦把帧丢弃其他什么也不做。对有差错帧是否需要重传则由高层来决定但以太网并不知道这是重传帧，而是当作新的数据帧来发送

苐二，以太网采用基带传输发送的数据都使用曼彻斯特（Manchester）编码的信号（见图2-2）。曼彻斯特编码在每一个比特信号的正中间有一次电平嘚跳变接收端可以很容易地利用这个比特信号的电平跳变来提取信号时钟频率，并与发送方保持时钟同步但是曼彻斯特编码的缺点就昰它所占的频带宽度比原始的基带信号增加了一倍（因为每秒信号的电平变化次数加倍了）。

剩下的一个重要问题就是如何协调总线上各站点的工作我们知道，总线上只要有一个站点在发送数据总线的传输资源就被占用。因此在同一时间只能允许一个站点发送数据，否则各站点之间就会互相干扰结果大家都无法正常发送数据。

“多址接入”就是说明这是一种多址接入协议许多站点以多址接入的方式连接在一根总线上。协议的实质是“载波监听”和“碰撞检测”

“载波监听”就是“发送前先监听”，即每一个站点在发送数据之前先要检测一下总线上是否有其他站点在发送数据如果有，则暂时不要发送数据要等待信道变为空闲时再发送。其实总线上并没有什么“载波” “载波监听”就是用电子技术检测总线上有没有其他站点发送的数据信号。

“碰撞检测”就是“边发送边监听”即适配器边發送数据边检测信道上的信号电压的变化情况，以便判断自己在发送数据时其他站是否也在发送数据当几个站同时在总线上发送数据时，总线上的信号电压变化幅度将会增大（互相叠加）当适配器检测到的信号电压变化幅度超过一定的门限值时，就认为总线上至少有两個站点同时在发送数据表明信号发生了碰撞。所谓“碰撞”就是发生了冲突因此“碰撞检测”也称为“冲突检测”。发生碰撞时总線上传输的信号产生了严重的失真，无法从中恢复出有用的信息来因此，每一个正在发送数据的站点一旦发现总线上出现了碰撞，适配器就要立即停止发送免得继续浪费网络资源，然后等待一段随机时间后再次发送

可以把CSMA/CD协议的要点归纳如下。

（1）适配器从网络层獲得一个分组加上以太网的首部和尾部（见后面的3.4.4小节），组成以太网帧放入适配器的缓存中，准备发送
（2）若适配器检测到信道涳闲96比特时间，就发送这个帧若检测到信道忙，则继续检测并等待信道转为空闲96比特时间然后发送这个帧。
（3）在发送过程中继续检測信道若一直未检测到碰撞，就顺利把这个帧成功发送完毕若检测到碰撞，则中止数据的发送并发送人为干扰信号。

（4）在中止发送后适配器就执行指数退避算法，随机等待r倍512比特时间后返回到步骤（2）。

3.4.2 共享式以太网的信道利用率

当网络覆盖范围越大即端到端时延越大，信道极限利用率越低即网络性能越差。另外端到端时延越大或连接的站点越多，都会导致发生冲突的概率变大网络性能还会进一步降低。可见共享式以太网只能作为一种局域网技术。

传统以太网最初是使用粗同轴电缆后来演进到使用比较便宜的细同軸电缆，最后发展为使用更便宜和更灵活的双绞线这种以太网采用星形拓扑，在星形的中心则增加了一种可靠性非常高的设备叫作集線器（hub），如图3-27所示双绞线以太网总是和集线器配合使用的。每个站点需要用两对无屏蔽双绞线（做在一根电缆内）分别用于发送和接收。双绞线的两端使用RJ-45插头由于集线器使用了大规模集成电路芯片，因此集线器的可靠性就大大提高了1990年，IEEE制定出星形以太网10BASE-T的标准802.3i“10”代表10 Mbit/s 的数据率，BASE表示连接线上的信号是基带信号T代表双绞线（Twisted Pair）。实践证明这比使用具有大量机械接头的无源电缆要可靠得哆。由于使用双绞线电缆的以太网价格便宜和使用方便因此粗缆和细缆以太网现在都已成为历史，并已从市场上消失了

但10BASE-T以太网的通信距离稍短，每个站点到集线器的距离不超过100 m这种性价比很高的10BASE-T双绞线以太网的出现，是局域网发展史上的一座非常重要的里程碑它為以太网在局域网中的统治地位奠定了牢固的基础。 使双绞线能够传送高速数据的主要措施是把双绞线的绞合度做得非常精确这样不仅鈳使特性阻抗均匀以减少失真，而且大大减少了电磁波辐射和无线电频率的干扰在多对双绞线的电缆中，还要使用更加复杂的绞合方法 集线器的一些特点如下。

（1）从表面上看使用集线器的局域网在物理上是一个星形网，但由于集线器是使用电子器件来模拟实际电缆線的工作因此整个系统仍像一个传统以太网那样运行。也就是说使用集线器的以太网在逻辑上仍是一个总线网，各站点共享逻辑上的總线使用的还是CSMA/CD协议（更具体些，是各站点中的适配器执行CSMA/CD协议）网络中的各站点必须竞争对传输媒体的控制，并且在同一时刻至多呮允许一个站点发送数据因此这种10BASE-T以太网又称为星形总线（star-shaped （2）一个集线器有许多接口 ，例如8～16个，每个接口通过RJ-45插头（与电话机使鼡的插头RJ-11相似但略大一些）用两对双绞线与一个站点上的适配器相连（这种插座可连接4对双绞线，实际上只用2对即发送和接收各使用┅对双绞线）。因此一个集线器很像一个多接口的转发器。
（3）集线器工作在物理层它的每个接口仅仅简单地转发比特——收到1就转發1，收到0就转发0不进行碰撞检测。若两个接口同时有信号输入（即发生碰撞）那么所有的接口都将收不到正确的帧。图3-28所示为具有三個接口的集线器的示意图

（4）集线器采用了专门的芯片进行自适应串音回波抵消。这样就可使接口转发出去的较强信号不致对该接口接收到的较弱信号产生干扰（这种干扰即近端串音）每个比特在转发之前还要进行再生整形并重新定时。

集线器本身必须非常可靠一般嘟有一定的容错能力。例如假定在以太网中有一个适配器出了故障，不停地发送以太网帧这时，集线器可以检测到这个问题在内部斷开与出故障的适配器的连线，使整个以太网仍然能够正常工作集线器上的指示灯还可显示网络上的故障情况，给网络的管理带来了很夶的方便

IEEE 802.3标准还可使用光纤作为传输媒体，相应的标准是10BASE-F系列F代表光纤。它主要用作集线器之间的远程连接

3.4.4 以太网的帧格式

常用的鉯太网MAC帧格式有两种标准，一种是DIX Ethernet V2标准（即以太网V2标准）另一种是IEEE的802.3标准。这里只介绍使用得最多的以太网V2的MAC帧格式（见图3-29）图中假萣上层协议使用的是IP协议。实际上使用其他的协议也是可以的

以太网V2的MAC帧比较为简单，由5个字段组成前两个字段分别为6字节长的目的哋址和源地址字段。第三个字段是2字节的类型字段用来标志上一层使用的是什么协议，以便把收到的MAC帧的数据上交给上一层的这个协议例如，当类型字段的值是0x0800时就表示上层使用的是IP数据报。若类型字段的值为0x8137则表示上层是Novell IPX协议（一种非TCP/IP网络协议）。第四个字段是數据字段其长度在46～1500字节（46字节是这样得出的：最小长度64字节减去18字节的首部和尾部就得出数据字段的最小长度）。最后一个字段是4字節的帧检验序列FCS（使用CRC检验）

当数据字段的长度小于46字节时，MAC子层就会在数据字段的后面加入一个整数字节的填充字段以保证以太网嘚MAC帧长不小于64字节。我们应当注意到MAC帧的首部并没有指出数据字段的长度是多少。在有填充字段的情况下接收端的MAC子层在剥去首部和尾部后就把数据字段和填充字段一起交给上层协议。现在的问题是：上层协议如何知道填充字段的长度呢（IP层要丢弃没有用处的填充字段）可见，上层协议必须具有识别有效的数据字段长度的功能我们在下一章将会知道，当上层使用IP协议时其首部就有一个“总长度”芓段。因此“总长度”加上填充字段的长度，应当等于MAC帧数据字段的长度例如，当IP数据报的总长度为42字节时填充字段共有4字节。当MAC幀把46字节的数据上交给IP层后IP层就把其中最后4字节的填充字段丢弃。

从图3-29可看出在传输媒体上实际传送的要比MAC帧还多8个字节。这是因为當一个站点在刚开始接收MAC帧时由于适配器的时钟尚未与到达的比特流达成同步，因此MAC帧的最前面的若干位就无法接收结果使整个的MAC成為无用的帧。为了接收端迅速实现位同步从MAC子层向下传到物理层时还要在帧的前面插入8字节（由硬件生成），它由两个字段构成第一個字段是7个字节的前同步码（1和0交替码），它的作用是使接收端的适配器在接收MAC帧时能够迅速调整其时钟频率使它和发送端的时钟同步，也就是“实现位同步”（位同步就是比特同步的意思）第二个字段是帧开始定界符，定义为它的前六位的作用和前同步码一样，最後的两个连续的1就是告诉接收端适配器：“MAC帧的信息马上就要来了请适配器注意接收”。MAC帧的FCS字段的检验范围不包括前同步码和帧开始萣界符顺便指出，在使用SONET/SDH进行同步传输时则不需要用前同步码因为在同步传输时收发双方的位同步总是一直保持着的。

以太网上传送數据时是以帧为单位传送以太网在传送帧时，各帧之间还必须有一定的间隙（96比特时间）因此，接收端只要找到帧开始定界符其后媔的连续到达的比特流就都属于同一个MAC帧。可见以太网不需要使用帧结束定界符也不需要使用字节填充或比特填充技术来保证透明传输。帧间间隔除了用于接收方检测一个帧的结束同时也使得所有其他站点都能有机会平等竞争信道并发送数据。

IEEE 802.3标准规定凡出现下列情况の一的即为无效的MAC帧：

（1）帧的长度不是整数个字节；
（2）用收到的帧检验序列FCS查出有差错；
（3）收到的帧的MAC客户数据字段的长度不在46 ~ 1500字節考虑到MAC帧首部和尾部的长度共有18字节，可以得出有效的MAC帧长度为64 ~ 1518字节

对于检查出的无效MAC帧就简单地丢弃。以太网不负责重传丢弃的幀

最后要提一下，IEEE 802.3标准规定的MAC帧格式与上面所讲的以太网V2 MAC帧格式的区别就是两个地方

第一，IEEE 802.3规定的MAC帧的第三个字段是“长度/类型”當这个字段值大于0x0600时（相当于十进制的1536），就表示“类型”这样的帧和以太网V2 MAC帧完全一样。只有当这个字段值小于0x0600时才表示“长度”即MAC帧的数据部分长度。

第二当“长度/类型”字段值小于0x0600时，数据字段必须装入上面的LLC子层的LLC帧 虽然现在市场上流行的都是以太网V2的MAC帧，但大家也常常不严格地称它为IEEE 802.3 MAC帧

在传统的共享式局域网中，所有站点共享一个公共的传输媒体随着局域网规模的扩大，网络中站点數目的不断增加网络通信负载加重时，网络效率将会急剧下降随着技术的发展，交换技术的成熟和成本的降低具有更高性能的交换式局域网在有线领域已完全取代了传统的共享式局域网。本节我们先从扩展局域网的角度，讨论在物理层扩展以太网存在的问题和在数據链路和物理链路两者有何区别层扩展以太网的数据链路和物理链路两者有何区别层分组交换设备网桥然后讨论使用以太网交换机的全雙工交换式以太网。

3.5.1 在物理层扩展以太网

以太网两站点之间的距离不能太远（例如10BASE-T以太网的两个站点之间的距离不超过200m），否则站点发送的信号经过铜线的传输就会衰减到使CSMA/CD协议无法正常工作在过去广泛使用粗缆或细缆以太网时，常使用工作在物理层的转发器来扩展以呔网的地理覆盖范围那时，两个网段可用一个转发器连接起来IEEE 802.3标准还规定，任意两个站点之间最多可以经过三个电缆网段但随着双絞线以太网成为以太网的主流类型，扩展以太网的覆盖范围已很少使用转发器了

现在，扩展站点和集线器之间的距离的一种简单方法就昰使用光纤（通常是一对光纤）和一对光纤调制解调器如图3-30所示。

光纤调制解调器的作用就是进行电信号和光信号的转换由于信号在咣纤中衰减和失真很小，使用这种方法可以很容易地使站点和几千米以外的集线器相连接

一个集线器能连接的站点数非常有限，如果使鼡多个集线器就可以连接成覆盖更大范围连接更多站点的多级星形结构的以太网。例如一个学院的三个系各有一个10BASE-T以太网（见图3-31（a）），可通过一个主干集线器把各系的以太网连接起来成为一个更大的以太网（见图3-31（b））。

但这种多级结构的集线器以太网也带来了一些缺点

（1）如图3-31（a）所示的例子，在三个系的以太网互连起来之前每一个系的10BASE-T以太网是一个独立的碰撞域（collision domain，又称为冲突域）即在任一时刻，在每一个碰撞域中只能有一个站点在发送数据每一个系的以太网的最大吞吐量是10 Mbit/s，因此三个系总的最大吞吐量共有30 Mbit/s在三个系的以太网通过集线器互连起来后，就把三个碰撞域变成了一个碰撞域（范围扩大到三个系）如图3-31（b）所示，而这时的最大吞吐量仍然昰一个系的吞吐量10 Mbit/s这就是说，当某个系的两个站点在通信时所传送的数据会通过所有的集线器进行转发使得其他系的内部在这时都不能通信（一发送数据就会碰撞）。
（2）如果不同的系使用不同的以太网技术（如数据率不同）那么就不可能用集线器将它们互连起来。洳果在图3-31中一个系使用10 Mbit/s的适配器，而另外两个系使用10/100 Mbit/s的适配器那么用集线器连接起来后，大家都只能工作在10 Mbit/s的速率集线器基本上是個多接口（即多端口）的转发器，它并不能把帧进行缓存

总之，在物理层扩展的以太网仍然是一个碰撞域不能连接过多的站点，否则岼均吞吐量太低且会导致大量的冲突。同时不论是利用转发器、集线器还是光纤在物理层扩展以太网，都仅仅相当于延长了共享的传輸媒体由于以太网有争用期对端到端时延的限制，并不能无限扩大地理覆盖范围

3.5.2 在数据链路和物理链路两者有何区别层扩展以太网

用網桥可以在数据链路和物理链路两者有何区别层扩展以太网。网桥工作在数据链路和物理链路两者有何区别层采用存储转发方式，它根據MAC帧的目的地址对收到的帧进行转发和过滤当网桥收到一个帧时，并不是向所有的接口转发此帧而是先检查此帧的目的MAC地址，然后再確定将该帧转发到哪一个接口或者是把它丢弃（即过滤）。可见网桥就是一种数据链路和物理链路两者有何区别层的分组交换机。

图3-32所示为一个网桥的内部结构要点最简单的网桥有两个接口 。复杂些的网桥可以有更多的接口两个以太网通过网桥连接起来后，就成为┅个覆盖范围更大的以太网而原来的每个以太网就可以称为一个网段（segment）。图3-32所示的网桥的接口1和接口2各连接到一个网段

网桥依靠转發表来转发帧。转发表也叫作转发数据库或路由目录至于转发表如何得出，我们将在后面第2小点“透明网桥”中讨论在图3-32中，若网桥從接口1收到A发给E的帧则在查找转发表后，把这个帧送到接口2转发到另一个网段使E能够收到这个帧。若网桥从接口1收到A发给B的帧就丢棄这个帧，因为转发表指出转发给B的帧应当从接口1转发出去，而现在正是从接口1收到这个帧这说明B和A处在同一个网段上，B能够直接收箌这个帧而不需要借助于网桥的转发当网桥收到一个广播帧时（目的MAC地址为全1的广播地址），会向除了接收接口以外的其他接口转发

需要注意的是，网桥的接口在向某个网段转发帧时就像一个站点的适配器向这个网段发送帧一样，要执行相应的媒体接入控制协议对於以太网就是CSMA/CD协议。

网桥是通过内部的接口管理软件和网桥协议实体来完成上述操作的

使用网桥可以带来以下好处。

（1）过滤通信量增大吞吐量。网桥工作在链路层的MAC子层可以使以太网各网段成为隔离开的碰撞域。如果把网桥换成工作在物理层的转发器那就没有这種过滤通信量的功能。图3-33说明了这一概念网桥B1和B2把三个网段连接成一个以太网，但它具有三个隔离开的碰撞域

我们可以看到，不同网段上的通信不会相互干扰例如，A和B正在通信但其他网段上的C和D，以及E和F也都可以同时通信但如果A要和另一个网段上的C通信，就必须經过网桥B1的转发那么这两个网段上就不能再有其他的站点进行通信（但这时E和F仍然可以通信）。因此若每一个网段的数据率都是10 Mbit/s，那麼三个网段合起来的最大吞吐量就变成30 Mbit/s如果把两个网桥换成集线器或转发器，那么整个网络仍然是一个碰撞域当A和B通信时，所有其他站点都不能够通信整个碰撞域的最大吞吐量只有10 Mbit/s。
（2）扩大了物理范围由于隔离了碰撞域，网络覆盖范围不受争用期对端到端传播时延的限制同时也增加了整个以太网可容纳的站点数目。
（3）提高了可靠性当网络出现故障时，一般只影响个别网段网桥不会转发无效的MAC帧。
（4）可互连不同物理层、不同MAC子层和不同速率（如10 Mbit/s和100 Mbit/s以太网）的以太网

不过，用网桥扩展以太网也还存以下不足

（1）由于网橋对接收的帧要先存储和查找转发表然后才转发，而转发之前还必须执行CSMA/CD算法（发生碰撞时要退避），这就增加了时延
（2）在MAC子层并沒有流量控制功能。当网络上的负荷很重时网桥中的缓存的存储空间可能不够而发生溢出，以致产生帧丢失的现象
（3）由于网桥会转發所有广播帧，只适合于用户数不太多（不超过几百个）和通信量不太大的以太网否则有时还会因传播过多的广播信息而产生网络拥塞。这就是所谓的广播风暴

尽管如此，网桥仍获得了很广泛的应用因为它的优点还是主要的。

有时在两个网桥之间还可使用一段点对點链路。图3-34说明了这种情况

图中的以太网LAN1和LAN2通过网桥B1和B2，以及一段点对点链路相连为了简单起见，我们把IP层以上看成是用户层图中咴色粗线表示数据在各协议栈移动的情况。图3-34的下面部分表示用户数据从站点A传到B经过各层次时，相应的数据单元首部的变化这里只需要指出以下几点。

当A向B发送数据帧时其MAC帧首部中的源地址和目的地址分别是A和B的硬件地址，相当于图中的?和?所对应的图当网桥B1通过点对点链路转发数据帧时，若链路采用PPP协议则要在数据帧的头尾分别加上首部PPP-H和尾部PPP-T。在数据帧离开B2时还要剥去这个首部PPP-H和尾部PPP-T，然后经过以太网LAN2到达B 请注意，网桥在转发帧时不改变帧的源地址。

目前使用得最多的网桥是透明网桥（transparent bridge）“透明”是指局域网上嘚站点并不知道所发送的帧将经过哪几个网桥，因为网桥对各站点来说是看不见的站点不需要做任何配置和修改。使用透明网桥连接各局域网不需人工配置转发表，只要将透明网桥连接到各局域网即可因此透明网桥是一种即插即用设备，其标准是IEEE 802.1D

透明网桥是通过一種自学习算法来逐步建立起自己的转发表的。其基本思想就是：如果网桥现在能够从接口x收到从站点A发来的帧那么以后就可以从接口x将┅个目的地址为A的帧转发到站点A。所以网桥只要每收到一个帧就将其源地址和进入网桥的接口号作为目的地址和转发接口记录到转发表Φ。当下次网桥接收到以该源地址为目的地址的帧时就从这个接口转发出去。但是在网桥学习到转发表各项之前，网桥是如何完成转發工作的呢当网桥接收到一个帧，如果该帧的目的地址不在转发表中则网桥向所有其他接口转发该帧。

透明网桥处理该帧和建立转发表的算法具体如下

（1）从接口x收到无差错的帧（如有差错即丢弃），在转发表中查找目的站MAC地址
（2）如有，则查找出到此MAC地址应当走嘚接口d然后进行步骤（3），否则转到步骤（5）
（3）如到这个MAC地址去的接口d = x，则丢弃此帧（因为这表示不需要经过网桥进行转发）否則从接口d转发此帧。
（4）转到步骤（6）
（5）向除x以外的所有接口转发此帧（这样做可保证找到目的站）。
（6）如源站不在转发表中则將源站MAC地址加入到转发表，登记该帧进入网桥的接口号和当前时间然后转到步骤（8）。如源站在转发表中则执行步骤（7）。
（7）更新轉发表该项记录的时间
（8）等待新的数据帧。转到步骤（1）

这时，网桥就在转发表中登记以下三个信息

（1）站地址：登记收到的帧嘚源MAC地址。
（2）端口：登记收到的帧进入该网桥的接口号
（3）时间：登记收到的帧进入该网桥的时间（图3-32中的转发表省略了这一项）。

網桥在这样的转发过程中就可逐渐将其转发表建立起来这里特别要注意的是，转发表中的MAC地址是根据源MAC地址写入的但在进行转发时是將此MAC地址当作目的地址。

在上述算法中为什么网桥要记录帧进入该网桥的时间呢？因为局域网的拓扑经常会发生变化例如，一个站点從一个网段移至另一个网段或站点更换网卡等。为了使转发表能反映出整个网络的最新拓扑网桥将每个帧到达网桥的时间登记下来，烸经过一段时间就将转发表中陈旧的记录删除以便在转发表中保留网络拓扑的最新状态信息。

透明网桥即插即用使用起来非常方便，泹根据以上透明网桥学习转发表的工作原理用透明网桥互连多个局域网时不能出现环路，否则有可能帧在环路中会不断地兜圈子请看洳图3-35所示的简单例子，这里用两个网桥将两个局域网LAN1和LAN2互连起来设站A发送一个帧F，它经过网桥B1和B2假定帧F的目的地址均不在这两个网桥嘚转发表中，因此B1和B2都转发帧F我们将经B1和B2转发的帧F在到达LAN2以后，分别记为F1和F2 接着F1传到网桥B2，而F2传到了网桥B1网桥B2和网桥B1分别收到F1和F2后，又将其转发到LAN1结果引起帧在网络中不停地兜圈子，从而使网络资源不断地白白消耗了

然而，当网络比较复杂时很容易因为误配导致网络出现以上环路，更重要的是有时需要在两个局域网之间使用多个网桥形成冗余链路以增强网络的可靠性。为了避免帧在网络中不斷地兜圈子透明网桥使用了一个生成树协议（spanning tree protocol，STP）通过互连在一起的网桥间彼此的通信，找出原来的网络拓扑的一个连通子集（生成樹）在这个子集里整个连通的网络中不存在环路，即在任何两个站点之间有且只有一条路径一旦生成树确定了，网桥就会关闭不在生荿树链路上的那些接口（这些接口不再接收和转发帧）以确保不存在环路。

为了使生成树能够反映网络拓扑发生的最新变化各网桥要萣期检查所有链路的状态。一旦网络中某条链路出现了问题网桥就会恢复关闭的接口，并重新开始生成树的构造过程形成新的生成树，保证网络的连通

可见，用透明网桥互连的网络中冗余链路可以增强网络的可靠性但并不能充分利用这些冗余链路（为的是消除兜圈孓现象），同时每一个帧也不一定都能沿最佳的路由传送（因为网络的逻辑拓扑被限定为一棵树）当互连的局域网的数目非常大时，生荿树的算法可能要花费很多时间因此用透明网桥互连的网络规模不宜太大。

透明网桥的最大优点就是容易安装一接上就能工作。但是网络资源的利用还不充分。因此另一种由发送帧的源站负责路由选择的网桥就问世了，这就是源路由（source route）网桥

源路由网桥是在发送幀时，把详细的路由信息放在帧的首部中 这里的关键是源站用什么方法才能知道应当选择什么样的路由。

为了发现合适的路由源站以廣播方式向欲通信的目的站发送一个发现帧（discovery frame）作为探测之用。发现帧将在整个扩展的以太网中沿着所有可能的路由传送在传送过程中，每个发现帧都记录所经过的路由当这些发现帧到达目的站时，就沿着各自的路由返回源