本章教学内容： 4.1 数据链路层的基本概念 4.2 三个基本问题 4.3...

计算机工程学院伍俊明 1

本章教学内容： 4.1 数据链路层的基本概念 4.2 三个基本问题 4.3 点对点协议 PPP 4.4 HDLC 协议

第 4 章数据链路层


本章重点数据链路层的基本功能差错控制基本数据链路层协议高级数据链路层控制规程 HDLC



思考题：数据链路层位于 OSI/RM 的第几层？它的主要

功能是什么 ? 物理层完成数据的比特流传输，那么链路层如

何将比特流封装成帧的？物理介质在传输数据时是否会产生误码现象？

如何发现和解决误码问题 ? 当发送方和接收方数据速率不一致时，如何同

步与协调？



4.1 数据链路层的基本概念4.1.1 数据链路层的简单模型主机 H1 向主机 H2 发送数据的过程

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

链路层

应用层运输层网络层

物理层链路层


物理层链路层网络层



物理层

R1 R2 R3

H1 H2从层次上来看数据的流动


4.1 数据链路层的基本概念

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


物理层链路层





物理层

R1 R2 R3

H1 H2仅从数据链路层观察帧的流动

帧帧帧帧


4.1 数据链路层的基本概念数据链路层的通信模型

结点结点帧帧


4.1 数据链路层的基本概念数据链路层的通信模型（ 1 ）结点 A 的数据链路层把网络层交下来

的 IP 数据报封装成帧。（ 2 ）结点 A 把封装好的帧发送给结点 B 的

数据链路层。（ 3 ）若结点 B 的数据链路层收到的帧无差

错，则从收到的帧中提取出 IP 数据报上交给上面的网络层；否则丢弃这个帧。


4.1 数据链路层的基本概念为网络层提供服务

物理层

数据链路层

网络层

传输层

应用层

物理层

数据链路层

网络层

传输层

应用层

保证数据流的顺序

比特流


4.1 数据链路层的基本概念4.1.2 链路和数据链路

链路：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。数据链路：当需要在一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。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——物理链路 + 网络适配器。网络适配器：用来实现这些协议的硬件和软件，一

般都包括了数据链路层和物理层两层的功能。


4.2 三个基本问题数据链路层的三个基本问题帧定界：数据链路层的发送方应当让接收方

的数据链路层知道，所发送的帧是从什么地方开始到从什么地方结束。

透明传输：数据链路层传送的数据的比特组合必须是不受限制的。数据链路层协议不能禁止传送某种特殊的比特组合。

差错检测：数据链路层必须有差错检测功能


4.2 三个基本问题4.2.1 帧定界

帧定界 (framing) 就是确定帧的界限。每一种链路层协议都规定了帧的数据部分的长度上限——最大传送单元MTU (Maximum Transfer Unit) 。

帧结束

帧首部帧首部

IP 数据报IP 数据报

帧的数据部分帧的数据部分帧尾部帧尾部≤ MTU

数据链路层的帧长从这里开始发送

帧开始


4.2 三个基本问题用控制字符进行帧定界

SOHSOH 装在帧中的数据部分装在帧中的数据部分

帧

帧开始符帧结束符

发送在前

EOTEOT

SOH （ 01H ）： Start Of HeaderEOT （ 04H ）： End Of Transmission


4.2 三个基本问题帧定界的方法字符计数法：在帧头中用一个域来表示整个帧的字

符个数。缺点：若计数出错，对本帧和后面的帧有影响。

5 1 2 3 4 5 6 7 8 9 8 0 1 2 3 4 5 6 8 7 8 9 0 1 2 3

字符计数

帧 1# 帧 2# 帧 3# 帧 4#

5 1 2 3 4 7 6 7 8 9 8 0 1 2 3 4 5 6 8 7 8 9 0 1 2 3

帧 1# 帧 2# 一个字符计数

无差错

有差错


4.2 三个基本问题帧定界的方法带字符填充的首尾字符定界法

起始字符 DLE STX ，结束字符 DLE ETX

字符填充：发送方在每个 DLE 字符数据前插入一个DLE

缺点：局限于 8 位字符和 ASCII 字符传送。A DLE B

DLE STX A DLE B DLE ETXDLE

填充的DLEDLE STX A DLE B DLE ETX

发送数据填充数据

接收数据


4.2 三个基本问题带位填充的首尾标记定界法帧的起始和结束都用一个特殊的位串“ 0111111

0” 位填充：成帧时，数据中每连续 5 个 1 后插入 1

个 0（ a) 0 1 1 0 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 1 0

（ b) 0 1 1 0 1 1 1 1 1 0 1 1 1 1 1 0 1 1 1 1 1 0 1 0 0 1 0

填充的位

（ c) 0 1 1 0 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 1 0

原始数据

线上数据

接收后数据


4.2 三个基本问题4.2.2 透明传输

数据中出现“ SOH” 和“ EOT”怎么办？—转义字节插入法：

数据中出现的控制字符经字节插入后发送时的字符

SOH ESC x

EOT ESC y

ESC ESC z

“ ESC”叫做转义符 (escape character)


4.2 三个基本问题用字节插入法解决透明传输问题举例

SOH ESC SOHEOT ESC

ESC z ESC y

原始数据EOTEOT

经过字节插入后发送的数据

字节插入

发送在前

帧开始符帧结束符

SOH ESC z ESC x EOTEOT


4.2 三个基本问题4.2.3 差错检测

误码率：在一定的时间内，传输错误的比特占所传输的比特总数的比率称为误码率 BER (Bit Error Rate)为进行检测错误常添加冗余码，构成帧检验序列FCS（ Frame Check Sequence）。差错处理的两种策略使用纠错码：发送方在每个数据块中加入足够的冗余信息，使得接收方能够判断接收到的数据是否有错，并能纠正错误。

使用检错码：发送方在每个数据块中加入足够的冗余信息，使得接收方能够判断接收到的数据是否有错，但不能判断哪里有错。——循环冗余检验码 CRC


4.2 三个基本问题循环冗余码 CRC 应用举例原始数据： 1101011011 （ m=10, M(x) ）生成多项式： 10011 ，即 G(x) = x4 + x +

1 （ r=4 ）以 2 为模的除法：求余数 [11010110110000 / 10011 ]= 1110 发送帧 11010110111110 （以 2 为模的减法）接收方检测：余数 [ 11010110111110 / 10011 ] = 0——正确！

加 r=4 个 0


4.2 三个基本问题CRC 码的计算与发送序列

110101101100001100001010

除数 G(x)100111001110011

1011010011

1010010011

余数 1110

被除数 M(x) X

r

10011

发送序列： 11010110111110


4.2 三个基本问题接收方检测所收到的数据正确性

110000101010011 11010110111110 10011 10011 10101 10111 10011 10011 10011 0

除数 G(x) 被除数 T(x)

余数正确！


4.2 三个基本问题接收方检测到余数为 0 ，不一定没有出现差错！因为存在某种非常特殊的比特差错组合，非常碰巧地使余数 R=0 。国际标准中的 G(x) CRC-12=x12+x11+x3+x2+x1+1 CRC16= x16+x15+x2+1 CRC-CCITT=x16+x12+x5+1 CRC-32=X32+X26+X23+X22+X16+X12

+X11+X10+X8+X7+X5+X4+X2+X+1


4.2 三个基本问题CRC只能实现无差错接受，不能使数据链路层变成具有“可靠传输”的功能。 OSI强调必须把数据链路层做成是可靠传输的。因此，在 CRC 检错的基础上，增加了确认和重传机制。——在高质量通信系统中效率降低！因特网上，如果在数据链路层传输数据时出现了差错，并且需要进行改正的话，改正差错的任务就由运输层的 TCP 协议来完成。实践证明，这样做可以使整个通信效率大大提高。


补充 1 ：基本链路层协议——停止等待协议

自动重复请求（ ARQ ）是应用最广泛的一种差错控制技术，它包括对无错接收的 PDU 的肯定确认和对未确认的 PDU的自动重传。ARQ 是以下列条件为前提的：一个单独的发送端向一个单独的接收端发送信息接收端能够向发送端返回确认。信息帧和确认帧都包含检错码。发生了错误的信息帧和确认帧将被忽略和丢弃。

ARQ 主要有三个标准的版本。停止等待式 ARQ 连续 ARQ 选择重传 ARQ



一、完全理想化的数据通信——无需停等无限制的单工通信两个主机通信时，发送方进程将应用数据从高层逐层向下传，

接收方从低层逐层向上传。发送方和接收方分别有一个发送缓存和接收缓存。

完全理想化的数据传输，有两个假设链路永远不会出错；接收方的缓存无限大

AP1主机A

缓存

AP1主机B

缓存帧帧

数据链路

数据链路层

高层



二、具有简单流量控制的数据链路层协议条件假设：链路永远不会出错；接收方的缓存是有限的

流量控制：为了使接收方的接收缓存在任何情况下都不会溢出，发送方每发一个帧就暂停下来，等待接收方接收完毕并传来确认帧后再发送下一帧。——接收方控制发送方的数据流是网络中流量控制有一个基本方法。

发送方 0 1 2 3

0 1 2 3接收方

ACK ACK ACK



发送方进程

从高层取数据，形成数据帧

将数据帧送到链路层的发送缓存

将发送缓存中的数据帧发送出去

接收方的确认帧到达否？

确认帧已到

确认帧未到



接收方进程

等待发送方发送过来的数据帧

将数据帧送到链路层的接收缓存

向发送方发出确认帧

有数据帧到达否？

有

无



三、实用的停止等待协议实际假设：接收方的接收缓存是有限的传输信道存在噪音，可能会产生误码

流量控制：发送方每发送一个数据帧后就暂停，并等待接收方发来的确认帧 ACK 。差错控制：如果数据传输过程中可能产生差错，接收方会因此发来否认帧 NAK ，因此发送方在未收到确认帧之前需保存所有已发送的数据帧。

接收方每收到一个数据帧时需进行差错检验，如无错则发送一个确认帧 ACK ；如发现有错则发送一个否认帧NAK ，通知发送方重新发送。



数据帧在链路上传输的几种情形

Data 0

ACK

Data 1

ACK

正常情况

Data 0

NAK

Data 0

ACK

数据帧出错

出错Data 0

Data 0

ACK

数据帧丢失

丢失

Tout

Data 0

Data 0

ACK

确认帧丢失

Tout ACK

丢失

时间



新问题：如通信线路质量太差，或受到严重干扰，数据帧

会出错，确认帧也会出错，或数据帧可能会丢失，怎么办？——超时重传。超时值时间略大于从发完数据帧到收到确认帧所需的平均时间。

若确认帧丢失，发送方在超时时限内未收到确认帧，将会重发数据帧，接收方就会收到两个相同的数据帧，出现重复帧现象，怎么办？——给帧加上编号以进行区分。



算法发送方每次仅将当前信息帧作为待确认帧保留在缓冲存储器中；

当发送方开始发送信息帧时，随即启动计时器；当接收方收到无差错信息帧后，即向发送方返回一个确认帧；

当接收方检测到一个含有差错的信息帧时，便舍弃该帧，并向发送方返回一个否认帧；

若发送方在规定时间内收到确认帧，即将计时器清零，继而开始下一帧的发送；

若发送方在规定时间内未收到确认帧， (即计时器超时 )，则应重发存于缓冲器中的侍确认信息帧。



差错控制需要解决的问题保证不丢帧保证不乱序

差错控制手段接收方回送确认控制帧用计时器确定帧丢失情况用帧的编号识别重复帧情况

差错出现的特点：随机，连续突发（ burst ）—— CRC



简单单工协议比较协议 1 完成数据链路层协议的基本功能

发送方将网络层的分组封装成帧，交物理层发送；接收方从物理层的接收帧抽取分组，交网络层。

协议 2增添流量控制功能发送方收到确认帧后才允许发送下一帧；接收方收到数据帧后回送确认帧。

协议 3增添检错重传功能发送方定义帧序列号，启动计时器，超时重传接收方定义帧序列号期望值，将匹配帧交网络层



数据帧和确认帧的发送时间关系A B

DATA

DATA

ACK

传播时延 tp

处理时间 tpr确认帧发送时间 ta传播时延 tp处理时间 tpr

tT

时间

两个成功发送的数据帧之间的最小时间间隔

数据帧的发送时间 tf

设置的重传时间

tout

tout = tp + tpr+ ta + tp + tpr



重传时间重传时间的作用是：数据帧发送完毕后若经过了这样长的时间还没有收到确认帧，就重传这个数据帧。

为方便起见，我们设重传时间为

tout = tp + tpr+ ta + tp + tpr

设上式右端的处理时间 tpr 和确认帧的发送时间 ta 都远小于传播时延 tp，因此可将重传时间取为两倍的传播时延，即

tout = 2tp



简单单工协议比较协议 1完成数据链路层协议的基本功能

发送方将网络层的分组封装成帧，交物理层发送；接收方从物理层的接收帧抽取分组，交网络层。

协议 2增添流量控制功能发送方收到确认帧后才允许发送下一帧；接收方收到数据帧后回送确认帧。

协议 3增添检错重传功能发送方定义帧序列号，启动计时器，超时重传接收方定义帧序列号期望值，将匹配帧交网络层


补充 2 ：连续 ARQ 协议——滑动窗口协议

滑动窗口协议对停止等待协议的改进：单工全双工：数据双向传输的需求（ AB）

停止等待协议：两条单工信道：反向传输流量小，浪费滑动窗口协议：一条双工信道实现数据的双向传输

发送方式停止等待协议：发送一帧，等待确认，再发送下一帧，效率低滑动窗口协议：一次连续发送多个数据帧

确认方式捎带确认停止等待协议： AB ， B 回送确认帧（ AB ），造成控制帧的流量滑动窗口协议： AB ， B 将确认信息写入它将向 A 发送帧的ACK字段，在 BA 中夹带确认信息 A B



一、连续 ARQ 协议连续 ARQ 协议的工作原理发送方可以连续发送若干个数据帧，无需停下来等待确认帧就可发送下一帧。

被发送出去尚未被确认的帧可能会因为出错或丢失而要求重发，因此，发送方要有较大的发送缓冲区保留这些帧的副本。为了区分不同的帧，每个帧都有一个唯一的 n 位的序号，从 0到某个最大值 2n – 1当发送方收到对某数据帧的确认帧后便可从缓冲区中删除之，接着可以发送新的数据帧。发送方一次可发送的最大数据帧的数目称为发送窗口。发送窗口保持着一个序号表，对应于发送方允许连续发送的帧。

接收方只按序地接收数据帧，并对接收的每个数据帧进行差错检测。如果发现错误，立即反馈发送方要求重发。



连续 ARQ 协议的工作原理

DATA0DATA1DATA2DATA3DATA4DATA5

重传 DATA2重传 DATA3

ACK1

ACK2

ACK1 确认 DATA0

ACK2 确认 DATA1DATA2 出错，丢弃

DATA3 不按序 ,丢弃 ,重传 ACK2



ACK3ACK3 确认 DATA2

ACK4 确认 DATA3ACK4重传 DATA5

重传 DATA4

超时重传时间

A B

tout

送交主机

送交主机…

??

ACK2

ACK2

ACK2



连续 ARQ 中的“ Go-Back-N 差错处理”

1 2 3 4 5 2 3 40 5 6

Data

AC

K1

AC

K2

主机 A

出错

主机 B

送主机丢弃送主机A

CK

3A

CK

4

Tout重传

时间

1 2 3 4 5 2 3 40 5 6

AC

K2

AC

K2

AC

K5

AC

K2

AC

K2



连续 ARQ 中的“选择重传”差错处理方案——只对编号最高的正确的帧确认

1 2 3 4 5 2 6 70 8 9

Data

AC

K1

AC

K2

发送方

接收方

出错

送高层暂存不提交将 2~5 帧依次提交高层

AC

K6

Tout重传

时间

AC

K7

AC

K8

1 2 3 4 5 2 6 70 8 9



二、滑动窗口协议连续 ARQ 协议要解决的两个问题当未被确认的数据帧的数目太多，只要有一帧出错，就可能很多的帧都需重传，这就会白费时间，增加开销

为对所发出的帧进行编号，每个帧的发送序号也占用一定的比特数，增加不必要的开销

解决方案——设置发送窗口和接收窗口发送窗口用来对发送方进行流量控制，发送窗口的大小WT代表在没有收到对方确认的情况下发送方最多可以发送的帧的数目

接收窗口用来控制可以接收哪些帧而不可以接收哪些帧。接收方只有在收到的帧的发送序号在其接收窗口内是才允许收下。接收方允许接收的最大帧的数目称为接收窗口的大小 WR。



0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2

不允许发送这些帧

WT

已发送

(c)

0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2不允许发送这些帧还允许发送

3 个帧

WT

已发送已发送并已收到确认

(d)

0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2

WT

不允许发送这些帧允许发送 5 个帧

(a)发送窗口 WT=5

0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2不允许发送这些帧还允许发送 4 个帧已发送

(b)

WT



接收端设置接收窗口在接收端只有当收到的数据帧的发送序号落入接收窗口内才允许将该数据帧收下。

若接收到的数据帧落在接收窗口之外，则一律将其丢弃。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。



不允许接收这些帧

0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2

WR

准备接收 0 号帧

(a)


0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2

WR

准备接收 1 号帧

已收到

(b)


0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2

WR

准备接收 4 号帧已收到

(c)



滑动窗口协议的得名：收发双方的窗口都是有规律地向前滑动，因此称之为滑动窗口协议。停止等待协议：发送窗口和接收窗口大小都为 1；退后 N 帧：发送窗口大于 1，接收窗口等于 1；选择重传协议：发送窗口和接收窗口都大于 1退后 N 帧协议发送方连续发送至发送窗口满接收窗口为 1，对丢弃帧不确认发送方超时重传，从未被确认帧开始选择重传协议接收窗口存储差错帧后继的所有正确帧发送方只重传差错帧；接收方接收到正确的重传帧后，按正确顺序将分组提交网络层



窗口大小的设置如 PDU 中序号字段为 n 位，则窗口大小应为 2n-1 ，这是由差错控制及确认的相互作用决定的发送窗口大小 < 序号个数（ MaxSeq + 1= 2n ）；

考虑 MaxSeq = 7的情况1 发送方发送帧 0 ~ 7；2 序号为 7 的帧的确认被捎带回发送方；3 发送方发送另外 8 个帧，序号为 0 ~ 7；4 另一个对帧 7 的捎带确认返回。

问题：第二次发送的 8 个帧成功了还是丢失了？可以证明：当接收窗口为 1 时， WT≤ 2n-1 ，连续ARQ才能正确运行；对选择重传 ARQ 协议，接收窗口不应大于发送窗口， WR ≤ 2n/2 。当接收窗口取最大值时， WT=WR= 2n/2


4.3 点对点协议 PPP4.3.1 PPP 协议的特点

对于点对点的链路，点对点协议 PPP (Point-to-Point Protocol) 是目前使用得最广泛的数据链路层协议。


4.3 点对点协议 PPP1 、 PPP 协议应满足的需求

简单——不易出错，互操作性提高封装成帧透明性多种网络层协议（ IP 、 IPX等）多种类型链路差错检测：能够对接收方收到的帧进行检测，并立即丢弃有差错的帧。连接的活跃度：及时检测出一条链路是否正常最大传送单元：至少 1500 字节网络层地址协商数据压缩协商


4.3 点对点协议 PPP2 、 PPP 协议不需要的功能（ 1 ）纠错 (error correction) ——PPP 协议

是不可靠传输协议。（ 2 ）流量控制（ 3 ）序号（ 4 ）多点线路（ 5 ）半双工或单工链路


4.3 点对点协议 PPP3 、 PPP 协议组成（ 1 ）一个将 IP 数据报封装到串行链路的方法。（ 2 ）一个用来建立、配置和测试数据链路连接的

链路控制协议 LCP (Link Control Protocol) 。（ 3 ）一套网络控制协议 NCP (Network Control

Protocol) ，其中的每一个协议支持不同的网络层协议。


4.3 点对点协议 PPP4.3.2 PPP 协议的帧格式1、各字段的意义

IP 数据报

1 21 1字节 1 2不超过 1500 字节PPP 帧

先发送

7E FF 03F A C FCS F

7E协议信息部分

首部尾部

标志字段 F 仍为 0x7E ，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 。 2 个字节的协议字段为 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。 PPP 是面向字节的，所有的 PPP 帧的长度都是整数字节。


4.3 点对点协议 PPP2、字节填充

当信息字段中出现与标志字段相同的数据 0x7E 时，必须进行字节填充，实现转义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。


4.3 点对点协议 PPP零比特填充：当 PPP 协议用在 SONET/SDH 链路时，使用同步传输，为实现透明传输采用零比特填充——数据发送时每 5 个“ 1” 后填入 1 个“ 0”


4.3 点对点协议 PPP4.3.3 PPP 协议的工作状态

建立建立

失败失败

NCP 配置

鉴别成功

通信结束

载波停止

检测到载波

双方协商一些选项

鉴别鉴别

网络网络

打开打开终止终止

静止静止


4.3 点对点协议 PPPPPP 链路的起始和终止状态是 “静止状态”。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) 。链路的另一端可以发送以下几种响应。配置确认帧 (configure-ack) ：所有选项都接受。配置否认帧 (configure-nac) ：所有选项都理解但不能接受。

配置拒绝帧 (configure-reject) ：选项有的无法识别或不能接受，需要协商。

LCP 在协商MTU、鉴别协议、控制字段等参数后，进入“静止状态”


4.3 点对点协议 PPP在“鉴别状态”下，若通信的双方鉴别身份成功，则进入“网络状态”。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）。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 分组 (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，而当收到对方发来的终止确认 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”。


4.4 面向比特的链路层控制协议HDLC

4.4.1 HDLC 协议概述1974 年 IBM 提出 SDLC ，经 ISO修改为 HDLCHDLC 的三个目标保证发射的数位流具有透明性；确定发送帧的格式及帧内段的含义；实现链路上站之间的协调，保证有序交换。

HDLC 数据站：由计算机和终端组成，负责发送和接收帧。主站（ primary station ）：主要功能是发送命令（包括数

据），接收响应，负责整个链路的控制（如系统的初始、流控、差错恢复等）；

次站（ secondary station ）：主要功能是接收命令，发送响应，配合主站完成链路的控制；

复合站（ combined station ）：同时具有主、次站功能，既发送又接收命令和响应，并负责整个链路的控制。



HDLC 适用的数据链路构型非平衡型

点 — 点式多点式

平衡型主站 -次站式

组合站 - 组合站式组合站组合站组合站组合站

主站主站主站主站

次站次站

次站次站

逻辑通道逻辑通道

主站主站次站次站主站主站次站次站

次站次站次站次站



HDLC 的基本操作模式正规响应模式 NRM （ Normal Response Mode ）：适用于点 — 点式和多点式两种非平衡构型。只有当主站向次站发出探询后，次站才能获得传输帧的许可。传输期间，次站占用信道。响应信息可以由一个或多个帧组成，若信息由多个帧组成，则应指出哪一个是最后一帧。

异步响应模式 ARM （ Asynchronous Response Mode ）：适用于点 — 点式非平衡构型和主站 — 次站式平衡构型。主、次站发现信道空闲时，可以随时传输帧（数据帧或控制信息帧），不必等待主站的探询。

异步平衡模式 ABM （ Asynchronous Balanced Mode ）：适用于通信双方都是组合站的平衡构型，也采用异步响应，双方具有同等能力，不必等待对方许可才发送数据。



4.4.2 HDLC 的帧结构

比特 8 8 16 8

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

1 2 3 4 5 6 7 8

0 N （ S ） P/F N （ R ） 1 0 类别码 SS P/F N （ R ） 1 1 类别码 MM P/F 类别码MMM

信息帧（ I 帧）

监控帧（ S 帧）

无编号帧（ U 帧）

8



帧结构定界符 ----零比特填充法

01111110空闲的点到点线路上连续传定界符发送时，数据中每连续 5个“ 1”后自动插入 1个“ 0”

地址域（ Address ）：可多于一个字节多终端线路，用来区分终端（广播地址）；点到点线路，有时用来区分命令和响应。–非平衡方式时，地址字段是次站地址；–平衡方式时，地址字段是确认站地址。

全 1地址是广播地址，全 0 是无效地址。地址可以扩展，通过地址字段的比特 1位表示， 0表示下一地址字段的后 7 位是地址， 1表示此字段是最后一个字段。



帧结构帧类型

信息帧：用于数据传输，还可以同时用来对已收到的数据进行确认和执行轮询等功能。监控帧：用于数据流控制，帧本身不包含数据，但可执行对信息帧确认、请求重发信息帧和请求暂停发送信息帧等功能。无序号帧：主要用于控制链路本身，它不使用发送或接收帧序号。某些无编号帧可以包含数据。

数据域（ Data ）任意信息，任意长度（上层协议 SDU有上限）

校验和（ Checksum ）CRC校验生成多项式： CRC-CCITT



控制域

控制字段位

1 2 3 4 5 6 7 8

I格式 0 N(S) P/F N(R)

S格式 1 0 S1 S2 P/F N(R)

U格式 1 1 M1 M2 P/F M3 M4 M5



控制域序号（ Seq）：使用滑动窗口技术， 3位序号，发送窗口大小为 7——N（ S）

捎带确认（ Next）：捎带第一个未收到的帧序号，而不是最后一个已收到的帧序号—— N（ R）

探询 /结束 P/F位（ Poll/Final）命令帧置“ P”，响应帧置“ F”。有些协议， P/F位用来强迫对方机器立刻发控制帧；多终端系统中，计算机置“ P”，允许终端发送数据；终端发向计算机的帧中，最后一个帧置为“ F”，其它置为“ P”。



信息帧 (I 帧 ) ：信息帧用于传送有效信息或数据，通常简称 I 帧。I 帧以控制字段第一位为 “ 0”来标志。信息帧控制字段中的 N(S)用于存放发送帧序号，以使发送方不必等待确认而连续发送多帧。N(R)用于存放接收方下一个预期要接收的帧的序号，如 N(R)=5，即表示希望下次接收 5号帧，换言之，5号帧前的各帧接收方都已正确接收到。这样，可在信息帧中捎带确认信息。N(S)和 N(R)均为 3位二进制编码，可取值 0 ～ 7。探询 P/终止 F 位：主站发出的命令帧中若 P=1表示要求对方立即发送响应。对方的确认帧中若 F=1表示要发送的数据已经发送完毕。



监控帧 (S 帧 ) ：监控帧用于差错控制和流量控制。 “00”表示确认帧 RR：接收就绪，被发送站用来表示它已作好接收信息帧的准备。还可以用其中的 N(R)段来确认 N(R)-1以前的各帧。

“01”表示否定性确认帧 REJ：否认并请求重发从N(R)开始的全部信息帧，而对序号为 N(R)-1及以前的帧进行肯定确认。使用 REJ帧可以实现我们在前面讨论过的回退 N 式 ARQ功能。。

“10”表示接收未准备好 RNR：表示暂不能够接收数据帧，但确认 N(R)-1前的各帧。

“11”表示选择拒绝 SREJ：只否认 N(R)中指定的帧，并请求重发该帧，但确认 N(R) -1 前的各帧。使用SREJ帧可以实现我们在前面讨论过的选择性拒绝 ARQ功能。



无编号帧（ U 帧）：无编号帧因其控制字段中不包含编号N(S) 和 N(R) 而得名，简称U 帧。 U 帧用于提供对链路的建立、拆除以及多种控制功能，目前只定义了 15 种无编号帧。 DISC ：断连。当一个主站或复合站要关断链路时，它就发送一个DISC命令。它所期待的回答是 UA 。

SNRM ：置通常响应方式。该方式禁止次站发送任何未经邀请的帧。这就意味着主站控制了链路上的全部信息流。

SARM （ Set Asynchronous Response Mode ） SABM ：置异步平衡方式。在这种方式中，通信双方都处于同等的地位，不要轮询就可以发送，因为每个站都是一个复合站。

FRMR：帧拒绝，允许接收方通知发送方，接收方收到了一个不能理解或违犯协议规则的帧。校验和正确，语义错误

*UA：无编号肯定确认。 *DM：断连方式，可用来报告一个站处于逻辑上断连的状态，也可

用来表示一个站对置方式命令所要求的动作不能够或不愿意执行。 *FRMR：帧拒绝，允许接收方通知发送方，接收方收到了一个不能

理解或违犯协议规则的帧。


HDLC 实例在示例中我们采用下列格式描述被传输的帧：

地址 . 帧名 .N （ S ） . P/F. N(R) P F P 和分别表示 P 位置成 1 和 0 ， F 和分别表示 F 位置成 1 和

0 ；在帧中不使用的段用“一”表示， N （ R ）不存在则以空白表示。

示例 1 ：通常响应方式，半双工数据流


P F

主站 A

次站 B 次站 C

主站 A 次站 B 和 C

B*SNRM—P——><——B*UA—F

C*SNRM—P——><——C*UA—F

B*RR—P(0)——><——B*I (0) (0)F<——B*I (1) (0)F<——B*I (2) (0)F<——B*I (2)F(0)

B*RR— (4)——>PC*I(0)—P(0)——>

<——C*RR — F(1)



首先，主站 A 发送带有次站地址并且将 P 位置 1 的SNRM命令帧， B站和 C站用将 F 位置 1 的 UA 帧响应，从而建立了 A 和 B 、 C 间的链路。

接着， A站轮询 B站， B站的响应是连续发送四个 I帧，并将第四个帧的 F 位置 1 ，从而又将发送权归还A 。

本章教学内容： 4.1 数据链路层的基本概念 4.2 三个基本问题 4.3...

Documents