《数据链路控制》PPT课件.ppt

第3章数据链路控制,计算机网络与通信(第2版),第3章数据链路控制,在数据链路层中，比特流被组织成协议数据单元（帧），帧中包含地址、控制、数据、校验等信息。数据链路层的主要功能是通过校验、确认、重发等手段，将不可靠的物理链路改造成对网络层来说是无差错的数据链路。还要进行流量控制，协调双方的数据率。3.1流量控制3.2差错检测3.3差错控制3.4高级数据链路控制(HDLC)协议3.5其他数据链路控制协议,第3章数据链路控制,为了理解数据链路控制的必要性，我们针对两个直接相连的发送站和接收站之间的高效率的数据通信，在下面列出一些要求和目标：帧同步：数据以数据块的形式发送，这些数据块简称为帧。每个帧的开始和结束必须可以辨别。流量控制：发送站点发送帧的速度不得超出接收站点接纳这些帧的速度。差错控制：由传输系统引起的比特差错必须被校正。,第3章数据链路控制,寻址：在类似局域网这样的多站点线路上，必须对传输时涉及的两个站点的身份有所定义。在同一链路上既有控制信息，又有数据。通常人们不希望为控制信息另外设立一条物理上独立的通信路径。因此，接收器必须能够从传输的数据中辨认出控制信息。链路管理：持续的数据交换的初始化、维护以及终止等工作需要站点之间大量的协同和合作。因而需要具有管理这些交换的过程。,3.1流量控制,3.1.1停止等待流量控制3.1.2滑动窗口流量控制,3.1流量控制,帧传输模型,3.1.1停止等待流量控制,流量控制中最简单的形式，其工作过程如下：源实体传送一个帧，目的实体在接收到它之后，返回一个对刚刚接收到的帧的确认，以表明自己愿意接收另一个帧。源站点在发送下一个帧之前必须等待，直到接收到这个确认。因此，目的站点可以不发送确认，从而简单地中止了传输流量。,3.1.1停止等待流量控制,将一个长的报文分成多个数据块（分组）来发送（用多个帧来传送）。这样做的原因如下：接收方的缓存空间或数据交换站点的缓存空间有限。传输时间越长，产生差错的可能性也越高，重传整个帧的可能性也越大。使用较小的帧，就能更快地检测到差错，而且需要重新传输的数据量也较小。在类似局域网这样的共享媒质上，通常不希望让一个站点长时间地占用传输媒质，因为这样会导致其他发送站点的时延过长。,停止等待的链路利用率(传输时间=1；传播时间=a),3.1.1停止等待流量控制,在图中，传输时间(站点传输一个帧所需要的时间)取归一化值1，并且传播时间(一个比特从发送方到达接收方所需的时间)用变量a表示。a=(l/k)/(s/v)l帧长(bit)，k数据率（bps),s传输距离（m)，v传输速度(m/s)当a大于1时（传播时间大于传输时间），此时，在这个帧的前几比特到达接收方之前，发送方已完成了整个帧的发送。当a小于1时（传播时间小于传输时间），在这种情况下，帧的长度足以使源站点在把这个帧完全发送出去之前，帧的前几位已经到达了目的站点。数据率越高或距离越远，a值越大。,3.1.1停止等待流量控制,当a1时，线路总是没有被完全利用，并且即使a1，线路也没有得到充分利用（主要是确认帧很小）。总体上来说，当数据率非常高时，或发送方与接收方之间的距离非常远时，停止等待流量控制所提供的路线利用效率不高。,3.1.2滑动窗口流量控制,站点B为n个帧分配了缓冲区，因此，B能够接收n个帧，且允许A在不等待任何确认帧的情况下发送n个帧。B通过发送一个确认帧来肯定某个帧已经被接收，在这个确认帧中包含有下一个希望接收到的帧序号。这种机制也可用于一次确认多个帧(累计确认)。A维护了一张允许发送的序号列表，而B维护的是它准备接收的序号的列表。这两张列表都可以被认为是帧的窗口(window)。,滑动窗口的描述,kbit长的字段，序号范围为02k-1，并且是以2k为模的数值，当k=3时，滑动窗口最大为7个帧编号,滑动窗口的例子,滑动窗口的例子,假设该例中的序号字段为3bit，且最大窗口尺寸为7个帧。起初，A和B上的滑动都表明A可以发送以帧0(F0)为首的以下7个帧。在发送了3个帧(F0、F1和F2)且没有收到确认的情况下，A将自己的滑动窗口缩小为4个帧。此时的滑动窗口表明A可以发送以3号帧为首的后4个帧。接着B发送一个RR(接收就绪)3，RR3的含义是“我已经接收到第2号帧以前的所有帧，并且准备接收第3号帧，事实上，我已经准备接收以3号帧为首的后7个帧。”有了这个确认帧，A再次允许发送7个帧，并且仍然以帧3为首。A接着发送出帧3、帧4、帧5和帧6。B返回一个RR4，以允许A继续发送，直到帧F2。,接收未就绪帧（RNR帧）,我们所描述的机制实际提供了流量控制的一种形式：接收方必须只能容纳紧跟在最后一次确认帧之后的7个帧。为了弥补这一点，大多数协议允许站点通过发送一个接收未就绪(RNR)的报文来完全切断对方的帧流量，这个报文确认了前几个帧，但禁止继续发送后面的帧。例RNR5的含义就是：“我已经接收到第4号帧之前的所有帧，但是无法接收更多的帧。”在此后的某个时刻，站点必须发送一个正常的确认帧来重新启动滑动窗口，如RR5。,捎带技术,到目前为止，我们仅讨论了一个方向上的传输。如果在两个站点之间交换数据，那么每个站点都要维护两个窗口，一个用于发送，另一个用于接收，且双方都需要向对方发送数据和确认帧。为了提供更有效的措施来满足这一要求，通常会采用一种称为捎带的技术。每个数据帧除了一个存放帧序号的字段之外，还有一个用于存放确认序号的字段，这两个字段会在一个帧中同时发送。因此，如果一个站点既要发送数据，又要发送确认，那么这两个字段会在一个帧中同时发送，因而节省了通信容量。,捎带技术,当然，如果一个站点有确认，但却没有需要发送的数据，那么它会发送一个独立确认帧。如果一个站点，需要发送数据，但却没有新的确认，那么它必须重新发送上一次已经发送过的确认，这是因为数据帧中包含有一个用于确认的字段，而且这个字段中必须存放有数据。当一个站点接收到重复的确认后，只是简单地忽略这个确认。,滑动窗口流量控制优点,滑动窗口流量控制比停止等待流量控制能够达到更高的有效性（信道的利用率提高）。其原因是，在使用滑动窗口流量控制的情况下，传输链路被看成一个管道，它有可能在传输过程中被填满。相反，使用停止等待流量控制，在这个管道中一次只可能存在一个帧。,3.2差错检测,3.2.1奇偶校验3.2.2循环冗余检验（CRC),3.2差错检测,传输帧的差错有关的概率：Pb：单个比特差错的概率，也称为比特差错率。P1：无比特差错的帧到达的概率。(无差错，帧正确率)P2：具有一个或多个没有检测到的比特差错的帧到达的概率。(有差错，没检查出来，帧差错率)P3：具有一个或多个检测到的比特差错，并且没有未被检测到的比特差错的帧到达的概率。(检错率),3.2差错检测,考虑未采取任何差错检测手段的情况，那么此时检测到差错的概率(P3)为零。为了表达其余几项概率，假设任意比特存在差错的概率(Pb)恒定，且与比特本身无关，则可以得到：其中，F是每个帧的比特数目。用语言来表达就是，一个无比特差错的帧到达的概率随单个比特差错概率的增加而减小，这和我们所预料的一样。同时，一个无比特差错的帧到达的概率随帧长度的增加而减小。帧越长，则这个帧含有更多的比特，那么这些比特中出现差错的概率也就越高。,用一个简单的例子来描述这些关系,ISDN连接的目标就是在64kb/s的信道中，一分钟时间内至少有90的时间里比特差错率小于106。现在假设我们的要求不高，只需要在连续传输的64kb/s信道上，每天最多允许出现一个未被检测到比特差错的帧，并且假设帧的长度为1000bit。通过计算可知，一天能够传输的帧的数量为5.5296106，由此得出所需的帧差错率为P2=1/(5.529106)=1.808107。但是，如果我们假设Pb的值为106，那么P1=(0.999999)1000=0.999，并且因此得到P2=103，这比我们的要求高出了四个数量级(达不到要求)。正是上述结果促使我们要使用差错检测技术。,差错检测技术的操作原理,所有这些差错检测技术的操作原理均如下所述参见图3.5：对某一组特定的帧比特，发送器将为其添加一些额外的由差错检验码组成的比特。这些检验码是根据某个函数计算得到的，这个函数的参数是除了检验码之外其余的传输比特。接收器执行同样的计算过程并比较这两个结果。当且仅当两个结果不相同时，就表明有一个被检测到的差错。因此P3这个概率所指的是帧中含有差错，且差错检测机制能够检测出来的这样一种情况。P2也称为剩余差错率，这个概率指的是尽管使用了差错检测机制也无法检测出来的差错。,图3.5差错检测,3.2.1奇偶检验,在数据块的末尾附加奇偶检验位，使整个数据中1的个数为奇数（奇校验）或偶数（偶校验）。如果接收到的数据中1的个数是奇数（奇校验）或偶数（偶校验），就认为接收到的数据正确，否则认为存在错误。如果有两位(或任意偶数个比特)因错误而翻转，那么就会出现检测不到的差错。一般情况下，偶检验用于同步传输，而奇检验用于异步传输。使用奇偶检验并不是十分安全的，因为噪声脉冲的长度经常足以破坏一个以上的比特，特别是在数据率较高的情况下。,3.2.2循环冗余检验(CRC),循环冗余检验是一种最常用的、也是最有效的差错检测编码。给定一个kbit的比特块，发送器会生成一个nbit的比特序列，称为帧检验序列(FCS)，这个比特序列要使最后得到的具体(k+n)bit的帧可以被一些预定的数值整除。接收器用同样的数值对接收到的帧进行除法运算，若其结果余数为0，则认为没有差错，否则认为存在错误。,1模2运算（异或运算）,模2运算使用无进位（无借位）的二进制加（减）法，它恰好就是异或操作。例如：,1111+1010101,1111-1010101,1模2运算,T=要传输的(k+n)bit，其中nk；M=kbit报文（控制信息+分组数据），就是T中的前kbit；F=nbitFCS，就是T中的后nbit；P=(n+1)bit的模式，它是预定的除数。若T/P没有余数（余数为0），显然T=2nM+F(3.1)M左移n位+F假设用2nM除以P：,(3.2),1模2运算,由于模2除法，所以得到的余数R至少比除数P少1bit。我们把这个余数R作为FCS。于是可得：T=2nM+R(3.3)R是否能满足我们需要的T/P余数为0这个条件？考虑到：,(3.4),利用式(3.2)，可以得到,(3.5),1模2运算,任何二进制数与它自己相加后得到的结果是零。因此：结果余数为0，因此说T可以被P整除。只要用P去除2nM，并将得到的余数作为FCS即可。接收方用T除以P，并且，如果传输没有差错，那么计算得到的结果就余数为0。,(3.6),一个简单的例子,(1)给定报文M=1010001101(10bit)模式P=110101(6bit)FCSR=由计算得出(5bit)(2)报文M乘以25，得到101000110100000(3)101000110100000除以P：,一个简单的例子,一个简单的例子,(4)2nM加上余数(R=01110)之后得到了传输用的T=101000110101110。(5)如果没有差错，接收方接收到的T原封未动。这个接收到的帧除以P后得到：,一个简单的例子,2多项式,M=110011，我们将其写为M(X)=X5+X4+X+1P=11001时，有P(X)=X4+X3+1。运算操作依然是模2的。这时的CRC过程可描述如下：,如果带有差错的数据帧E(X)能够被P(X)整除，那么这时的差错将会被漏检（未检测出差错）。,2多项式,如果P(X)选择合适，可以被检测出的差错有：所有的单个比特差错。所有的双比特差错，只要P(X)至少含有三个1。任意奇数个的差错，只要P(X)含有因式(X+1)。任意突发差错，当突发差错长度小于多项式除数的长度。也就是小于或等于FCS的长度。大多数较长的突发差错,2多项式,有以下三个P(X)的版本被广泛应用：CRC-16=X16+X15+X2+1CRC-CCITT=X16+X12+X5+1CRC-32=X32+X26+X23+X22+X16+X12+X11+X10+X8+X7+X5+X4+X2+X+1,3数字逻辑,CRC过程可以表示成由一些异或门和移位寄存器组成的除法电路，而实际上它就是用除法电路来实现的。移位寄存器是一串一位存储器。每个存储器都有一根输出线(用于指示当前存储的值)和一根输入线。在被称为时钟周期的某个离散时刻，存储器的值被输入线上表示的值代替。由于整个寄存器的时钟是同步的，因此引起一个比特1沿整个寄存器移动。,3数字逻辑,CRC可用除法电路来实现，这个电路的实现过程如下：(1)寄存器含有nbit，等于FCS的长度。(2)总共有n个异或门。(3)异或门是否存在，取决于多项式除数P(X)中的某项有或无。,除法电路的一个例子,在这个例子中，我们使用报文M=1010001101；M(X)=X9+X7+X3+X2+1除数P=110101；P(X)=X5+X4+X2+1图3.6(a)显示了移位寄存器的实现，图3.6(b)所示是一张表，列出了输入端一次输入一个比特的操作步骤。,图3.6除以多项式X5+X4+X2+1的移位寄存器电路,3数字逻辑,实现除数为1+a1X+a2X2+an1Xn1+Xn的一般CRC结构,3.3差错控制,差错控制指的是用检测和校验手段，发现接收帧中出现差错或传输超时后的处理机制。可能存在以下两种类型的差错：(1)帧丢失。帧没有到达另一方。例如，噪声脉冲对某个帧的破坏程度太大，以致接收方不知道这个帧已经被传输。(2)帧破坏。一个可辨认的帧到达，但其中的一些比特有差错(在传输过程中被改变)。,3.3差错控制,最常用的差错控制技术的基础都是由下述的部分或全部技术组成的。差错检测。同上一节中的讨论。肯定确认。目的站为成功接收到的、没有差错的帧返回一个肯定确认。超时后重传。发送一个帧后，在预定时间内没有收到确认的情况下，源站点会重新发送这个帧。否认与重传。目的站点为检测到差错的帧返回一个否认。源站点重新传输这个帧或这以后所有帧。,3.3差错控制,综合起来，这些机制都称为自动重发请求(AutomaticRepeat-reQuest，ARQ)ARQ所起的作用就是使不可靠的数据链路变得可靠。有三种ARQ已经形成标准。停止等待(stop-and-wait)ARQ。返回N帧(go-back-N)ARQ。选择拒绝(selectiverepeat)ARQ。,3.3.1停止等待ARQ,停止等待ARQ的基础是前面介绍过的停止等待流量控制技术，如右图所示。源站点传输一个帧之后，必须等待一个确认(ACK)。在目的站点的确认返回源站点之前，源站点不能发送其他的数据帧。,可能出现两种类型的差错,第一种差错是到达目的站点的帧可能已经被损坏。此时，接收器通过使用前面提到的差错检测技术检测出差错的存在，并简单地丢弃这个帧。针对这种可能的差错，在源站点设置了一个计时器。当一个帧被传输后，源站点开始等待确认。如果计时器超时而确认没有接收到，那么再次发送这同一个帧。请注意，使用这种方法要求发送方保留发送帧的副本，直到接收到这个帧的确认。,可能出现两种类型的差错,第二种差错是确认帧损坏。可以设想以下这种情况。站点A传输一个帧。这个帧被目的站点正确接收，并用一个确认(ACK)来响应。这个ACK在传输中被损坏，使得站点A无法辨认，因此A的时钟超时并重发这个帧。这个重发的帧到达站点B，并被站点B接收，因此，站点B接收到了两份互为副本的帧，就好像它们是两份独立的帧一样。要避免此类问题，帧被交替标记为0和1，且肯定确认的格式分别为ACK0和ACK1。为了遵从滑动窗口的协定，ACK0确认的是接收到了编号1的帧，并表示接收方准备接收编号为0的帧。,停止等待ARQ的特点,停止等待ARQ的主要优点是简单易行。它的主要缺点在于停止等待本身是一种低效率的机制。如果采用滑动窗口技术，则能够提供更高的线路利用率。在这种情况下，有时它被称为连续ARQ。,3.3.2返回N帧ARQ,最常用的基于滑动窗口流量控制的差错控制形式称为返回N帧ARQ站点发送的是以某个最大值为模的顺序编号的帧序列。在没有出现差错的情况下，目的站点会像以往一样肯定确认(RR=接收就绪(ReceiveReady)接收到的帧。如果目的站点在某个帧中检测到差错，那么它会为这个帧发送否认(REJ=拒绝(Reject)。目的站点丢弃这个帧以及所有后来接收到的帧，直到有差错的帧被正确地接收到。因此，当源站点接收到一个REJ后，必须重传有差错的帧，以及这个帧之后的所有已经传输过的帧。,3.3.2返回N帧ARQ,1损坏的帧，分别有三种情况(1)站点A传输帧i。站点B在已经成功接收到前面的帧(i1)后检测到差错。站点B发送REJi，表明帧i被拒绝。当站点A接收到REJ后，它必须重传帧i以及在帧i最初被传输之后，站点A已传输了的所有后继帧。,3.3.2返回N帧ARQ,(2)帧i在传送途中丢失，站点A继续发送帧(i+1)。站点B接收到帧(i+1)后发现次序不对，于是发送一个REJi。站点A必须返回重传帧i以及所有的后继帧。,3.3.2返回N帧ARQ,(3)帧i在传送途中丢失，且站点A并没有马上发送其他帧。站点B没有接收到任何帧，并且站点B既不返回RR，也不返回REJ。当站点A的计时器超时，站点A会发送一个P(Poll,轮询)比特置1的命令帧（P帧）。站点B将此帧中的P比特为1解释成一条命令，该命令要求站点B必须发送一个响应信号，于是站点B发送一个含有其期望的下一帧(第i帧)编号的RR来响应。当站点A接收到这个RR后，会重传帧i。,3.3.2返回N帧ARQ,2损坏的RR，分别有两种情况(1)站点B接收到帧i并发送RR(i+1)，而它在传输时丢失。由于确认是累积的(如RR6表示5之前的所有帧都被确认)，有可能站点A会接收到下一个帧的RR，并且这个RR可能在帧i的计时器超时之前到达。（前面的丢失可以忽略）,3.3.2返回N帧ARQ,(2)如果站点A的计时器超时，它会传输一个P命令（轮询），如同损坏的帧中的情况(3)。站点A还会设置另一个计时器，称为P比特计时器（轮询计时器）。如果站点B没有响应这个P命令，或者如果它的响应被损坏，那么站点A的P比特计时器会超时。在这种情况下，站点A将会通过发送一个新的P命令重试一次，并且还要重新启动P比特计时器。这一过程将重复数次。在重试的次数超过一个最大值后，如果站点A还没有获得确认，那么站点A启动复位过程。,返回N帧ARQ帧流量的一个例子,3损坏的REJ。如果REJ被丢失，其情况等同于损坏的帧中的情况(3)。,3.3.3选择拒绝ARQ,使用选择拒绝ARQ，被重传的只有那些接收到否认的帧或超时的帧，在这种情况下，否认称为选择拒绝(SREJ)。由于重传帧的数量降到了最小，所以它看起来比返回N帧ARQ更有效。但另一方面，接收方必须维护一个足够大的缓冲区，以便保存SREJ后收到的帧，直到有差错的帧被重传，而且它还必须具有能够按照正确的顺序重新插入这些帧的逻辑。发送方也需要具有能够发送失序帧的更为复杂的逻辑。正是因为这些复杂性，人们更倾向于使用返回N帧ARQ，而不是使用选择拒绝ARQ。,3.3.3选择拒绝ARQ,选择拒绝ARQ对窗口尺寸的限制比返回N帧ARQ更加严格。设想选择拒绝ARQ的序号长度为3bit，窗口大小可达到7个帧，那么设想以下情况：(1)站点A向站点B发送从帧0到帧6的所有帧。(2)站点B接收到所有的7个帧，并以RR7作为累积确认。(3)由于噪声脉冲序列，RR7丢失。(4)计时器超时，站点A重传帧0。,3.3.3选择拒绝ARQ,(5)站点B已经将它的接收窗口向前滑动至可接收帧7、帧0、帧1、帧2、帧3、帧4和帧5。因此，它会认为丢失的是帧7，而它接收到的是一个新的帧0。上述情况的问题在于发送窗口和接收窗口之间出现了重叠部分。要克服这个问题，最大窗口值必须小于序号范围的一半。对于上述情况，如果只允许有4个未被确认的帧存在，那么就不会发生重叠。,3.4高级数据链路控制(HDLC),HDLC(ISO3309、ISO4335)是最重要的数据链路控制协议。是其它数据链路协议的基础。具有相同或类似的格式和机制。3.4.1基本特点3.4.2帧结构3.4.3HDLC操作,3.4.1基本特点,三种站点类型分别是：主站。负责控制链路操作。由主站发出的帧称为命令(command)。从站。在主站的控制下操作。由从站发出的帧称为响应(response)。主站为链路上的每个从站维护一条独立的逻辑链路。混合站。混合了主站和从站的特点。混合站发出的帧可能是命令，也可能是响应。,3.4.1基本特点,两种链路设置分别是：不平衡设置。由一个主站及一个或多个从站组成，可支持全双工或半双工传输。平衡设置。由两个混合站组成，可支持全双工或半双工传输。,3.4.1基本特点,三种数据传送模式分别是：正常响应方式(NRM)。使用不平衡设置。主站能够初始化到从站的数据传送，而从站只通过传输数据来响应主站命令。异步平衡模式(ABM)。使用平衡设置。两个混合站都能够初始化数据传输，不需要得到对方混合站的许可。异步响应模式(ARM)。使用不平衡设置。在主站没有明确允许的情况下，从站能够初始化传输。但主站仍然对线路全权负责，包括初始化、差错恢复以及链路的逻辑断开。,3.4.2帧结构,1标志字段,标志字段以唯一的01111110模式在帧的两端起定界作用。为了避免数据中出现这种序列，需要使用一种称为比特填充的过程。在一个帧的传输起始标志和结束标志之间，每当出现5个1后，发送器就会插入一个附加的0。使用位填充后，在帧的信息字段中可以插入任意的比特模式。这种性质称为数据透明性。,比特填充的例子,2地址字段,地址字段标示出了传输该帧或者是准备接收这个帧的从站地址。点对点的链路不需要这个字段，但是为了统一，所有的帧都含有这个字段。地址字段基本格式为8bit；扩展格式8nbit。一个八位组地址11111111都被解释为所有站点的地址。它让主站能够广播一个帧。,3控制字段,HDLC定义了三种类型的帧：信息帧(I帧)携带的是向用户传输的数据（含捎带技术）。监控帧(S帧)在未使用捎带技术时提供了ARQ机制。用于差错控制和流量控制无编号帧(U帧)提供了增补的链路控制功能（32种，由5个M位指定）。控制字段中的前一位或两位用做帧类型的标志。注意S帧和I帧中的基本控制字段使用了3bit序号。S帧和I帧允许使用扩展的控制字段(16bit)，可使用7bit的序号，U帧永远由8bit控制字段组成。P位置1是主站发出的轮询，F位置1是从站响应确认结束,4信息字段,只有I帧和某些U帧才具有信息字段，由整数个八位组组成。信息字段的长度不固定，最大可以到系统设置的最大值。一般10002000比特,5帧检验序列字段,帧检验序列字段(FCS)是从一个帧的除了标志字段以外的其他位计算得到的差错检测码，通常这个检测码是16bit的CRC-CCITTDC码。FCS编码生成多项式是：X16+X12+X5+1,3.4.3HDLC操作(表3.1HDLC命令和响应),表3.1HDLC命令和响应（续）（无编号帧）,3.4.3HDLC操作,HDLC的操作涉及了三个阶段：首先，双方中有一方要初始化数据链路，使得帧能够以有序的方式进行交换。在这个阶段中，双方需要就各种选项的使用达成一致。其次，在初始化之后，双方交换用户数据和控制信息，并且实施流量和差错控制。最后，双方中有一方要发出信号来中止操作。,1初始化,任何一方都能够通过6个置位模式命令之一请求初始化。这些命令有以下三个作用。(1)它通知对方请求初始化。(2)它指出请求的是三种模式(NRM、ABM和ARM)中的哪一种。(3)它指出使用的是3bit还是7bit的序号。如果另一方接受这个请求，那么它的HDLC模块向初始方返回一个无编号确认(UA)。如果这个请求被拒绝，那么它发送拆链模式(DM)帧。,2数据传送,当初始化一个请求并被接受后，就会建立起一个逻辑连接，双方都可以通过I帧开始发送用户数据，帧的序号从0开始。I帧的N(S)和N(R)字段是用于支持流量控制和差错控制的序号。S帧同样也用于流量控制和差错控制。其中，接收就绪(RR)帧通过指出希望接收到的下一个帧来确认接收到最后一个I帧。,3拆链,连接中的任何一方的HDLC模块都可以启动拆链操作，可能是由于模块本身因某种错误而引起的中断，也可能是由于高层用户的请求。HDLC通过发送一个拆链(DISC)帧宣布连接中止。对方必须用UA作回答，表示接受拆链。,4操作举例,4操作举例（续）,3.5其他数据链路控制协议,3.5.1LAPBLAPB(平衡链路接入规程)是由ITU-T发布的，作为其X.25分组交换网络接口标准的一部分。它是HDLC的子集，只提供了异步平衡模式(ABM)下的HDLC。,3.5.2LAPD,LAPD(D信道链路接入规程)是由ITU-T发布的，作为它对ISDN(综合业务数字网)的规范集的一部分。LAPD提供了通过D信道的数据链路控制，D信道是用户与ISDN接口的逻辑信道。,*对于信息帧和监控帧是16bit的控制字段，对于无编号帧是8bit的控制字段,3.5.3逻辑链路控制(LLC),LLC是属于IEEE802协议族中有关局域网(LAN)的控制操作标准的一部分。LLC和HDLC之间最明显的区别在于格式上的不同。,3.5.4帧中继,帧中继是一种数据链路控制设施，它的设计是为了在使用高速分组交换网时提供流水作业能力。帧中继分为两个协议：一个是控制协议(controlprotocol)，它的功能与HDLC相似；另一个是核心协议(coreprotocol)，它是控制协议的一个子集。,3.5.5异步传递方式(ATM),ATM的设计目标是要提供通过高速网络的流水化数据传送能力。与帧中继不同的是，ATM不是基于HDLC的。相反，ATM基于一种称为信元的全新的帧格式，它使用的处理开销最少。,课后作业,3.1简述下列术语的基本概念：差错控制、差错检测、流量控制、帧同步、ARQ。解答：差错控制，是指当传输系统中，用于检测和校正帧传输过程中出现差错的机制。差错检测，是接收端检测数