ACKR计算机网络课件3

第三章数据链路层

河南农业大学信息与管理科学学院席磊

学习重点

□数据链路层提供的服务

■连续ARQ协议

■滑动窗口协议

■选择重传ARQ协议

数据链路层的基本概念

□"链路"（link）就是一条无源的点到点的物理线路段,中间没有任何交换结点。

□物理链路加上必要的通信规程，就构成了数据链路

■瞿翻标霾麒除了必须有一条物理线路外’还必须

■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。

•无确认的无连接服

•误炉率很低的线路,错误恢复留

给高层;

•实时业务4

•大部分局域网3

有确认的无连接服务2

面向连接的服务,

数据链路层主要功能

□链路管理

■当网络中的两个结点要进行通信时，数据的发方必须确知收方是否已处在准备接

受的状态。

■通信的双方必须先要交换一些必要的信息,用术语讲必须先建立一条数据链路。

，而在通信完毕时要释放数据链路。

数据链路层主要功能

□帧同步

■在数据链路层,数据的传送单位时帧。数据一帧一帧地传送,就可以在出现差错

时,将有差错的帧再重传一次,避免了全部数据的重传。

■帧同步是指收方应当能从受到的比特流中准确地区分出一帧的开始和结束。

成帧

涉及的问题

决定的格式,封装成一定形式的帧。

考虑接收双方的同步问题（即定界）。

计算帧的校验和,并放入帧中一起传送给接收方。

协议数据单元

帧:在数据链路上交换数据的单位。

指明帧的

标志字段

木

地址字段控制字段正文字段校验字段

数据链路层主要功能

□流量控制

■发方发送数据的速率必须使收方来得及接收。当收方来不及接收时,就必须及时

控制发方发送数据的速率。

流量控制:限制发送方发送速度的一种机制。

使发送速率不能超过接收方能处理的速率。

流量控制必须是动态的

必须有某种反馈机制

数据链路层主要功能

口差错控制

■二言计算机通信中,一般都要求有极低的比特差错率。为此广泛地使用了编码技术。

■主要有两大类编码技术

□一类是前向纠错,即收方收到有差错的数据帧时能自动将差错改正过来。这

种方法的开销较大,不适合于计算机通信。

□另一类是检错重发,即收方可以检测出收到的帧中有差错，于是就让发方重

复发送这一帧,直到收方正确收到这一帧为止。这种方法在计算机通信中是

最常用的。

渝,在许多情况下，数据和控制信息处

，都应当能够在链路上传送。

T完全一样时,就必须采取适当的

飞制信息。这样才能保证数据链路

数据链路层主要功能

□寻址

■在多点连接的情况下,必须保证每一帧都能送到正确的地址。双方也应当知道发方

是哪一个站。

■硬件地址（物理地址）：在LAN中,为每个站点分配的一个唯一数值。

寻址

连到网上的计

算机

发送和接收帧产生出境数据

处理入境数据

主机Hi向H2发送数据

%从层次上来看数据的流动心

数据链路层的简单模型（续）

主机Hi向H2发送数据

停止等待协议

完全理想化的数据传输

接收方

完全理想化的数据传输

所基于的两个假定

■假定1:链路是理想的传输信道,所传送的任i可数据既不会出差错也不会丢失。

■假定2:不管发方以多快的速率发送数据,收方总是来得及收下,并及时上交主机。

□这个假定就相当于认为：接收端向主机交付数据的速率永远不会低于发送端发

送数据的速率。

■对于这种完全理想化的数据传输，数据链路层协议是根本不需要的。

停止等待协议

■去掉信道造酒的假花（期虽然传送的数据不会产生差错,但收方接收数据的速率不一定

露够跟上发方发谩谦的述率（不匹配）0

■解决不匹配的方法：发放每发送一帧后，在未收到接收方的应答之前就暂停下来。

■雪赢翩嬴

-由收方控制发方的数据流量，乃是计算机网络中流量控制的一个重要方法。

停止等待协议算法

■假定:链路是理想的传输信道，所传送的任何数据既不会出错也不会丢失。

在发送站点:在接收站点:

1、从主机取f数据帧1等待

2、将数据帧送到数据链路层的发送缓冲区2若收到由发送结点发过来的数据帧,贝I」将其

3、将发送缓冲区中的数据帧发送出去放入数据链路层的接收缓冲区

4等待

5：若收到由接收结点发过来的信息，则从3将接收缓冲区中的数据帧上交主机

4向发送结点发一信息,表示数据帧已经上交

主机取一个新的数据帧,然后转到2给主机

5转到1

两种情况的对比（传输均无差错）

需要流量控制

送主机B送主机B

送主机B

送主机B

送主机B

时

间送主机B

停止等待协议

■收方在收到一个正确的数据帧后即交付给主机B,同时向主机A发送一个确认帧ACK。当主机

A收到确认帧ACK后才能发送T新的数据帧,这样就实现了收方对发方的流量控制。（应

答机制）

:传输数据的信道不是可靠的（即不

UJL▲心4-nm

需要解决以下问题:

□帧的差错判断

□帧的确认与否认

□重发次数的控制

□帧丢失问题

□重复帧

（演示数据帧在链路一日专输-正常情况）

□采用何种检错方法

□数据帧中一般都加上了循环冗余校验CRC,所以结点B很容易检验出收到的数据帧是否

会有差觥

循环冗余检验

1.循环冗余检验的基本思想:采用在要发送的比特串后边添加一个称为循环冗余校验码(CRC

cyclicredundancycheck涵］比辖备乘实现薮据传输差错校验。

■嘴般笑廉ks矗鸣那矗¥露粤佥和的帧的能被多项式G(x)除尽;收方接收时‘

2.二进制串的，血，表示:‘瀛如':110001,日美示成多项式x5+/+1

3.CRC校验和的帧组成:在要检测的二进制位串后添加一个二进制位串(CRC码),使能被生

成多项式P(X)除净。

4.生成多项式P(X)

■发方、收方事前商定;

■生成多项式的高位和低位必须为1

■生成多项式必须比传输信息对应的多项式短。

5.CRC码的生成

■选定最高阶为n的生成多项式P(X);

■用二进制的模二运算进行2n乘M(X)的运算,即在M(X)串尾添n个零,形成

M'(X);

■用生成多项式P(X)按模2运算去除M'(X);

■得到的余数R即为CRC码.

□CRC校验和计算算法

■设P(x)为r阶,在帧的末尾加r个。,使帧为m+r位,相应多项式为WM(x);

■按模2除法用对应于G(x)的位串去除对应于*M(x)的位串;

■按模2减法从对应于WM(x)的位串中减去余数(等于或小于r位)，结果就是要传送

的带校验和的多项式T(x)。

6.CRC的检错能力

■发送:T(x);接收：T(x)+E(x);

■余数(T(x)+E(x))/P(x)=0+余数(E(x)/P(x))

■若余数E(x)/P(x)=0,则差错不能发现;否则,可以发现。

Z四个多项式已成为国际标准

■CRC-12=x12+x11+x3+x2+x+1

■CRC-16=x16+x15+x2+1

■CRC-CCITT=x16+x12+x5+1

■CRC-32

□硬件实现CRC校验

■网卡NIC(NetworkInterfaceCard)

m(x)=x9+x8+x6+x4+x3+x+l,=10

Q)假设g(x)=W+x+1

系数形成的位串为10011r=4->n=14

r(x的最高靠次为r-l=3

(2)/-m(x)=1101011011,0000

(3)1101011011.000G10011

商数:1100001010

余数:mo

r(x)=x3+x2+x+0

所需的循环编码C(x)为

C(x)=+r(x)=,1110

1100001010商数

被除数m(x)

100111101011011,0000

10011

规则1:不涉及小数。当余

10011数位小于除数位时便结束

除数g(x)除法过程。

10011

10110

规则3:被除数或部分余

数的最高位为1,且位数10011

大于等于除数位数时商规则2:减法为模2减。

便为L

10100

10011

1110<----余数r(x)

帧的确认与否认

□引入确认帧ACK和否认帧NAK,实现正确接收和错误接收

□当发现差错时,结点B就向主机A发送一个否认帧NAK,以表示主机A应当重发出现差错

的那个数据帧。

□主机A重发数据帧。如多次出现差错,就要多次重发数据帧,直至收到结点B发来的确认

帧ACK为止.

□在发送端必须暂时保存已发送过的数据帧的副本。

□当通信质量太差时，主机A在重发一定的次数后即不再进行重发,而是将此情况向上一

层报告。

（演示数据帧在链路上传输-数据帧出错）

帧重发次数控制

■引入计数器，限定重发的次数

□帧丢失

■数据帧丢失

■应答帧丢失

□发送帧丢失时结点B不会向结点A发送应答帧。如果结点A要等到结点B的应答信息后再

发送下一个数据帧,那么将永远等待下去,于是就出现了死锁现象。

□若结点B发过来的应答帧丢失,也会出现这种死锁现象。

死锁问题的解决方法

□死锁问题的解决，在结点A发送完一个数据帧时就启动一个超时定时器。若在超时定时

器所设置的定时时间t到了仍收不到结点B的任何应答帧,则结点A就重传前面所发送的

这据帧。

□一般可将定时时间选为略大于从发完数据帧到收到应答帧所需的平均时间。

■超时时间设置过短:导致帧重复

■超时时间设置过长：信道使用时间浪费

（演示数据帧在链路上传输-帧丢失）

重复帧

■在帧丢失中如果丢失的是应答帧,超时重发将使主机B收到两个同样的数据帧。由于主机B

无法识别重复的数据帧,因而在主机B收到的数据中出现了另一种差错-重复帧。

■要解决重复帧的问题,必须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L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。结点B应当丢弃这重复帧,并向结点A发送一个确认帧ACK,因为结点B已

经知道结点A还没有收到上一次发过去的确认帧ACK（有可能此确认帧在传输过程中出错）。

（演示数据帧在链路上传输-应答帧丢失）

重复帧

□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。

□数据帧中的发送序号(以后记为N(S),S表送)就以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发的数据帧了。

接收方

停止等待协议的算法

发送方V(S)=OV(R)=O

从主机取一帧

接收帧并作差错校验

N(S)=V(S)

将帧送缓冲区

从发送缓冲区取出帧并发送

设置超时记时器tout

停止等待协议的算法―在发送站点

□1、从主机取一个数据帧

□2、V(S)取0｛发送状态变量初始化｝

□3、令N(S)等于V(S);｛将发送状态变量的数值写入发送序号｝将数据帧送交发送

缓冲区

□4、将发送缓冲区中的数据帧发送出去

□5、设置超时定时器｛选择适当的超时时间t｝

□6、等待｛等待以下三个事件中最先出现的一个｝

□Z若收到确认帧ACK,则从主机取一个新的数据帧；令V(S)等于[1-V(S)];｛更

新发送状态变量，变为下一个序号｝转到(3)

□8、若接收到否认帧NAK,则转到(4)｛重发数据帧｝

□9、若超时定时器时间到，则转到(5)｛重发数据帧｝

停止等待协议的算法一在接收站点

□LV(R)取0｛接收状态变量初始化,其数值等于欲接收的数据帧的发序号｝

口2溺

□3、当收到一个数据帧，就检查有无传输差错产生(如用CRC).若检查结果正确

无误,则执行后续算法;否则转到(8)

□4、若N(S)等于V(R),则执行后续算法；否则转到(8)

□5、将收到的数据帧中的数据部分送交主机

□6、令V(R)等于[l-V(R)]｛更新接收状态变量，准备接收下一个数据帧｝

□7、发送确认帧ACK,并转到(2)

□8、发送否认帧NAK,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,就是在收发端各设置一个本地状态变量(仅占1个比特)。

对于状态变量需要注意以下几点:

^僦麒霸望尴蕨地

，则丢弃之,且接收状态变量不变,但此时

我们还应注意到,发送端在发送完数据帧时,必须在其发送缓冲区中保留此数据

帧的副本。这样才能在出现差错时进行重发。只要在收到对方发来的确认帧ACK

时，方可清除此副本。由于发送端对出错的数据帧进行重发是自动进行的，所以

双种差错控制体葡常简称为AR(j(AutomaticRepeatreQuest)。

停止等待协议中数据帧和确认帧的发送时间关系

停止等待协议中的几个重要时间关系

tf=l/Ctout=tp+tpr+ta+tp+

t°ut=2tptT=tf+tout=tf+2tp

DATA

A时间

性能

传输时间:站发送一帧所需的时间。

传播延迟:1位从发送站传播到接收站的时间。

假设:一个报文被分成一系列帧f/z-fn,

站T发站R发回一确认;

站T发f/站R发回一个确认；

站T发fn;站R发回一个确认;

则发送数据所需的总时间：

T=nTf

'f~tframe+^prop

其中：tframe=发送一帧所需的时间

tprop=从T传播到接收站R的时间

tack=发送确认帧的时间

t=每个站处理入境帧的时间

proc忽略不计

T—n(2tprOp+tframe)

ntframeframe

U=

n(2tpmp+tframe)2tprop+tframe

定义参数：a=tpr°p/tfQme即传播延迟/传输时间

线路的最大利用率:u=__

-2a+1

当a<l时,链路的比特长度小于帧长

“

1

U=

2a+1

t0+l

t0+l+a

t0+l+2a

a>l链路的比特长度大于帧长

R

传输时间二1

t。

传播时间二a

在帧的前沿尚未t+l

到达目标时，源0a

已完成了一帧的

发送。

线成总是处于空

闲状态。i|E

t0+l+a

t+l+2a

0a

信道利用率

■当出现差错时（这是不可避免的）,数据帧的不断重传将进一步使信道利用率降低。

最佳帧长

■若数据帧的帧长取得很短，那么控制信息在每一帧中所占的比例就增大,因而额外开销

增大,这就导致信道利用率的下降。

■若帧长取得太长,则数据帧在传输过程中出错的概率就增大，于是重传次数将增大，这

也会使信道利用率下降。

.由此可见，存在f最佳帧长，在此帧长下信道的利用率最高。

停等方法的分析

■优点：比较简单。

■缺点:通信信道的利用率不高,也就是说,信道还远远没有被数据比特填满。

■为了克服这一缺点,就产生了另外两种协议,即连续ARQ和选择重传ARQ。

连续ARQ协议的工作原理

-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。

连续ARQ协议的工作原理

DATAO^

ACK1确认DATA。1

超、送交主机

ACK1

时ACK2确认DATA1J

DATA2

重ACK2DATA2出错,丢弃

传_JDATA£

勿t/fDATA3不按序,丢弃,重传ACK2

闻IZ^^ZZACKI

DATA4不按序,丢弃,重传ACK2

ACK

^IDATA5不按序,丢弃,重传ACK2

ACK1

ACK3确认DATA2

ACK1

重度2^^ACK4确认DATA3、送交主机

^ACK4

堇9取诲

连续ARQ协议工作原理

□这里要注章两点.

■卷窗端苴露按序接收数据帧。对于2号帧,结点B应答了NAK2,虽然接着又收到了

三个正确的数据帧,但都必须将他们丢弃,因为这些帧的发送序号都不是2号。

■结点A在重传2■据帧时,虽然已经发完了5号帧,但仍必须向回走,从2号帧起

进行重传。正因如此，连续ARQ又称为Go-back-NARQ,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。

连续ARQ协议工作原理

□连续ARQ协议一方面因连续发送数据帧而提高了效率,但另一方面,在重传时又必须把

原来已正确传送过的数据帧进行重传（但仅因这些数据帧之前有一个数据帧出了错），

这样又使传送速率降低。由此可见,若传输信道的传输质量很差而误码率较大时,连续

ARQ协议不一定优于停止等待协议。

为什么需要滑动窗口

□在使用连续ARQ协议时,如果发送端一直没有受到对方的确认信息,那么实际上发送端

并不能无限制的发送其数据。这是因为:

■当未被确认的数据帧的数目太多时，只要有一帧出了差错,就要有很多的数据帧

需要重传,这必然浪费很多时间。

■为了对所发送的大量数据帧进行编号,每个数据帧的发送序号也要占用较多的比

特数,这样又增加了一些不必要的开销。

□因此,在连续ARQ协议中必须将已发送出去、但未被确认的数据帧的数目加以限制,这

就是滑动窗口所要讨论的内容。

■发送端和接收端分别设定发送窗口和接收窗口。

-发送窗口用来对发送端进行流量控制。

■发送窗口的大小WT代表在还没有收到对方确认信息的情况下发送端最多可以发送多少个数据

帧。

发送窗口

___WT

(a)0123456702

允许发送5、个帧不允许发送这些帧

_______WT-

(b)0123456702

已发送还允许发溪4个帧不允许发送这些帧

WT

(c)0123456702

不允许发送这些帧

WT

(d)01234502

67J

不允许发谈场

并已收到确认3个帧

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=1O

□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

一►必一

,......................................

⑻02|2|3|4|5|6|7|0|2~7

1-

准备接b0号帧不允许接收这些帧

工

(b)023456702

不允许接收这些帧

准备接收

1号帧

必

©0123456702

A

已收到不允许接收这些帧

准备接收4号帧

接收窗口

□若收到当前号帧（如:1号帧），则接收窗口将顺时针旋转1个号,并发出对当前号帧

（1号帧）的确认。

□如果收到的帧号落在接收窗口之前（顺时针方向）,例如收到了2号帧,这时接收端就

必须丢弃它,并发出对2号帧的否认信息。

□但若收到的帧号落在接收窗口的后面,例如收到了。号帧（注意：0号帧已收到过,并

对它发送过确认信息），这就表明已发出的对0号帧的确认帧并没有被发方收到。因此

现在还要再发一次对0号帧的确认，不过这时不能再把。号帧送交主机（否则就重复了）。

滑动窗口的重要特性

■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。

■收发两端的窗口按照以上规律不断地向前滑动,因此这种协议又称为滑动窗口协议。

■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。

发送窗口的最大值

■当用n个比特进行编号时,只有在发送窗口W±n-：［的大小时,连续ARQ协议才能正确运行。

选择重传ARQ协议

■为了进一步提高信道的利用率,可以设法只重传出现差错的数据帧或者是定时器超时的数据

帧。此时必须加大接收窗口，以便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之后再一并送交主机。这就是选择重传ARQ协议。

选择重传ARQ协议

■设接收窗DWR=4,再假定6号数据帧在传送时丢失,按照选择重传ARQ协议,接着传送的

7-8号数据帧在接收端不是被丢弃，而是先暂存一下。等到6号数据帧由于超时定时器时间到

而重传并到达接收端时,接收端再按数据帧的序号顺序交付给主机。这样做可避免重复传送

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一定容量

的缓存空间,这在很多情况下是不够经济的。

选择重传ARQ协议

■接收窗口不应大于发送窗口，所以在选择重传ARQ协议中，接收窗口的最大值受下式的约束:

】

Wk<2"

□早期的计算机通信并没有7层协议的概念。但那时就发现，对于经常产生误码的实际链

路,只要加上合适的控制规程,就可以使通信变的比较可靠。

□ARPANET和IBM公司分别使用了各自的控制规程:IMP-IMP协议和BSC规程。这些规

程都是数据链路层的协议,而且都是面向字符的。

□所谓面向字符就是说在链路上所传送的数据必须是由规定字符集（例如ASCII码）中的字

符所组成。不仅如此,在链路上传送的控制信息也必须由同一个字符集中的若干指定的

控制字符构成。

□随着计算机通信的发展,这种面向字符的链路控制规程已不能满足实际的需要,于是,

1974年,IBM公司在推出著名的体系结构SNA时,其数据链路层采用了面向比特的规程

SDLCO

□ISO对SDLC进行了修改,称为HDLC(High-levelDataLinkControl),译为高级数据链

路规程。

□CCITT则将HDLC再修改后称为链路接入规程LAP,并做为建议书X.25的一部分。

□HDLC的新版本又把LAP修改为LAPB(平衡型链路接入规程)。

HDLC数据帧

口数据链路层的数据传送是以帧为单位的。帧具有固定的格式。从网络层下来的分组,变

成数据链路层的数据。

□信息字段的长度没有具体规定，数据链路层在信息字段的头尾各加上24比特的控制信息,

就构成了一个完整的帧。

3.5.2HDLC的帧结构

比特888可变168

标志地址控制信息帧检验序列标志

FCInfoFCSF

FCS检验区间r

-----------------------透明传输区间------------------------

■标志字段F(Flag)为6个连续1加上两边各一个。共8bit。在接收端只要找到标志

字段就可确定一个帧的位置。

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lo

■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。

数据中某一段比特组合恰好01001111110001010

出现和F字段一样的情况

会被误认为是F字段

发送端在5个连1之后010011111010001010

填入。比特再发送出去

填入。比特

在接收端将5个连1之后010011111010001010

的。比特删除,恢复原样

在此位置删除填入的0比特

演示

HDLC数据帧

■地址字段A

□地址字段也是8个比特。全0无效,全1广播地址

□点到点线路,有时用来区分命令和响应。

■若帧中的地址是接收该帧的站的地址，则该帧是命令帧;（非平衡方式）

■若帧中的地址是发送该帧的站的地址，则该帧是响应帧。（平衡方式）

HDLC数据帧

■帧校验序列(Checksum)

□CRC校验

□生成多项式：CRC-CCITT

■数据字段(Data)

任意信息,任意长度

HDLC数据帧

■控制字段C

□控制字段共8比特，是最复杂的字段。HDLC的许多重要功能都要靠控制字段来实现。根

据其最前面两个比特的取值,可将HDLC帧划分为三大类,即信息帧、监督帧和无编号

帧,它们的简称分别是1(Information)、S(Supervisory)和U(Unnumbered)。

□控制字段中包括帧的编号。‘

HDLC信息帧

■2-4比特为N(S):当前发送的信息帧的序号

■6-8比特为N(R):所期望收到的帧的发送序号。

■连续ARQ协议的信息帧工作原理

■捎带确认

□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

■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;

HDLC监督帧

■3-4比特确定4种类型:

□"0"表示确认帧RR(RECEIVEREADY);

□T表示否定性确认帧REJ(REJECT)o

□"2”表示接收未准备好RNR(RECEIVENOTREADY)

"3"表示选择拒绝SREJ(SELECTIVEREJECT)

HDLC无编号帧

■可以用来传控制信息，也可在不可靠无连接服务中传数据。

Internet中的数据链路层

□点到点通信的两种主要情形

■路由器到路由器(router-routerleasedUneconnection)

■通过modem拨号上网,连到路由器或接入服务器(AccessServer)(dial-up

host-routerconnection)

Internet中的数据链路层

□metServiceProvider)悬一个能整提供用户拨号入网的经

=1八cojIS上P地j空用出口口匕般都用专线与Internet相连。用户在桌一个ISP缴费注册谷,

即可用家中的电耀通过调制解调器接入该ISP。

口寥翳魏罩强鹫霸幽鬻毫翻髓噬爵雪螂蠡

路上使用得最多的璇义就是SLIP和PPPO

□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-PointProtocol)。

用户拨号入网的不息、图

用户家庭因特网服务提供者(ISP)