计网-U3 数据链路层

3.1 数据链路层的功能

向上层下层要做的事情

物理链路：传输介质（0层）+ 物理层（1层）实现了相邻节点之间的“物理链路”

逻辑链路：数据链路层基于“物理链路”，添加了实现通信协议的软硬件，实现相邻节点之间逻辑上无差错的“数据链路/逻辑链路”

**==数据链路层向下（使用服务）==**：使用物理层提供的 “比特传输” 服务。

==数据链路层向上（提供服务）==：为网络层提供服务，将网络层的 分组（IP数据报） 封装成帧，传输给下一个相邻节点。

帧 = 首部 + 数据 + 尾部
首部和尾部包含各种控制信息。

数据链路层实现的功能(5)

之后一小节就是跟一个功能相关。

①封装成帧（组帧）：⭐

组帧即：定义数据格式。

帧定界：即如何让 接收方（对面的数据链路层）能够确定帧的界限。
透明传输：接收方要能从收到的帧内恢复原始SDU，让网络层“感受不到”将分组封装成帧的过程。（即把帧定阶的附加信息去除，把帧“恢复原貌”）
- （透明性的拓展，其实数据链路层对上层是透明的。）

②差错控制：发现并解决一个帧内部的 “位错误”。

sol1：接收方发现比特错后丢弃帧，发送方重传帧。（仅需采用检错编码）
sol2：接收方发现并纠正比特错误。（需采用纠错编码）

③可靠传输：发现并解决“帧错误”。

eg 帧丢失，帧重复，帧失序。

④流量控制：控制发送方发送帧的速率别太快，让接收方有时间接收。（or会导致帧丢失）

⑤介质访问控制：

数据链路层使用的信道主要有两种

“广播信道” 需要实现此功能。因为广播信道在逻辑上是总线型拓扑，多个节点需争抢传输介质的使用权。
“点对点信道” 不需要实现此功能。点对点信道意味着两个节点之间有专属的传输介质，不用争抢。

3.2 组帧（的方法）(4)

把网络层交给的数据打包成帧的过程。

组帧的好处：数据出错，也只需重发出错的帧，无需重发全部数据。

① 字符计数法

在每一个帧的开头，用一个定长计数字段，记录帧长。

帧长是包括首部分的计数字段的段长度的。即 帧长 = 定长计数字段长度 + 帧的数据部分的长度。

超级无敌大的缺点：任何一个计数字段出错，会导致后续所有帧无法定界。（健壮性差）

② 字节填充法

控制字符SOH表示帧的开始，控制字符EOT表示帧的结束。

插入转义字符ESC，防止SOH/EOT和某些数据段歧义。（接收方做的是逆处理）

再次插入一个转义字符，防止转义字符和某些数据段歧义。（接收方做的是逆处理）

原理：（接收方的逆处理）发现转义字符，会把转义字符去除，后面部分就是数据，以此类推。

③ 零比特填充法

HDLC协议和PPP协议使用的组帧方法就是零比特填充法。

以一串特殊比特串（01111110，连续有6个1）表示帧的开始和结束。

解决和上个方法一样的问题：

发送方需要对帧的数据部分进行处理：每当遇到了连续的5个1，就填充一个0
接收方需要对帧的数据部分进行处理：每当遇到了连续的5个1，就删去后面的0

④ 违规编码法

eg看曼切斯特编码（中间跳变作为正常信号，中间不跳变作为违规信号）

用违规信号，表示帧的开始/结束。（需要物理层的配合，因为涉及到了编码）

适用：仅适用于冗余编码？的编码环境。

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（字节填充法太复杂，字符计数法缺陷大，采用的组帧方法是零比特填充法和违规编码法）

3.3 差错控制(2+1)

==发现并解决帧内部的位错误。==

sol1：接收方发现比特错后丢弃帧，发送方重传帧。（仅需采用检错编码）

奇偶校验码
ORC校验码

sol2：接收方发现并纠正比特错误。（需采用纠错编码）

海明校验码

0 补充知识

a.码距：两个码字在对应位置取值不同的比特数量。

编码集的码距是里面出现的最小码距。

码距 = 检错的位数 + 纠错的位数 + 1
检错的位数 ≥ 纠错的位数。
为检测d位错误：码距起码为d+1
为纠正c位错误：码距起码为2c+1

b.冗余编码技术：在有效数据（信息位）发送前，增加若干冗余位（检验位）。

①奇偶校验码（检错编码）

奇校验码：确保整个校验码【（首部/尾部）校验位+有效信息位】中1的个数为奇数。

偶校验码：确保整个校验码【（首部/尾部）校验位+有效信息位】中1的个数为偶数。

（校验位首部或者尾部都行）

（发送方）偶校验的实现如下：
- 逐个信息位进行异或运算（相异为1），最终的结果即为偶校验位。
（接收方）结果 = 校验位 ⊕ 所有信息位
- 结果1，奇数位错误。
- 结果0，无奇数位错误，也可能偶数位错误漏检

奇偶校验特点：

奇偶校验法通过一位冗余，使整体 1 的个数为奇 / 偶。
只能检测奇数个位错误（1，3，5…位），不能检测偶数个错误。
无纠错能力。

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②循环冗余校验码（CRC校验码）（检错编码）

原理

数据发送、接收方约定一个除数。

（==K个信息位+R个校验位==）作为 被除数，添加的校验位是为了保证除法的余数为0。

收到数据后，进行除法检查看余数是否为0。

若余数非0说明出错，则进行重传或者纠错。

例题

除数位数 = 生成多项式的最高次幂+1（因为x的0次方也有常数c哈哈哈）

除数内容的确定：由生成多项式确定。

校验位的位数R = 生成多项式的最高次幂

校验位的内容的确定：

用移位（移R位）后的信息码做被除数，用生成多项式做除数，
进行模2除，模2减（等同于异或运算），得到的 R位余数就是校验位。

==拓展：出错位置和余数之间的关系：==

检验算得的余数（n+1位）和 n进制的数，一定没有对应关系！
检验算得的 余数（n位）和 n进制的数可能相对应(如果有循环的话就没有）。
- （eg余数三位）
- 000-正确。001-出错位位1(从后往前数)。110-出错位置8。001-出错位置9，形成一个循环…
如果CRC码很短（位数没有超过余数所能表示的范围，即没到一轮循环），就真的是一一对应了！
因此循环冗余校验码是可以有纠错能力的（if信息位不多）

检错纠错能力

可以检测出所有奇数位错误（IF生成多项式包含因子 (x+1)
可以检测出所有双比特的错误
可以检测出所有≤ 校验位长度R 的连续错误
若选择合适的生成多项式，且2^R ≥ K+R-1，则可以纠正单比特错误。

③海明校验码（纠错编码）

基本思想

奇偶校验（单个校验位）只能发现奇数位错误，无法发现是哪一位错误。且无法重传。

==海明码思路==：将信息位分成k个分组，每个分组分别进行偶校验→多个校验位→通过多个校验位，可以标记出错位置（单比特）

需要多少校验位：2^k ≥ n+k+1

海明码求解步骤

1.确定海明码的位数。

n+k，其中（2^k ≥ n+k+1）

2.确定校验位的分布。

校验位Pi放在海明位号为2^(i-1)的位置上。（P1，P2，P3…在1，2，4，8..位置）
信息位Di按顺序放到其余位置。

3.求校验位Pi的值。

将信息位的位置序号用 k位二进制表示出来。（十进制→二进制）
将校验位的位置序号Pi 与位置序号第i位为1的信息位归为一组，
之后进行偶校验

4.纠错

对P1,P2,P3…所属各分组进行异或==（相当于分组偶校验）==，==求得S1,S2,S3==
- 可见分组实际上是对各个P组合的分组，为了找到出错的比特的位置！
S3,S2,S1 = 000，说明无错误。
S3,S2,S1 ≠ 000，其值反映出出错位置。

5.补充

海明码有==1==位纠错能力，==2==位检错能力。

为了区分1位错还是2位错，可以在首部加上一个“全校验位”，对整体进行偶校验。

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3.4 流量控制和可靠传输(3)

滑动窗口机制

流量控制：方法有两种：停止等待协议和滑动窗口协议。
- 数据链路层和传输层都有流量控制的功能，但是有区别：
  - 数据链路层：控制的是相邻节点的流量。当接收方无法接收时，不返回数据帧。
  - 传输层：控制的是端到端的流量。接收方在确认报文段中携带窗口字段值，动态调整发送方的窗口大小。
可靠传输：方法有两种：确认ACK和超时重传两种机制。
- ARQ自动重传请求结合了这两种。注意的是：数据帧和确认帧必须编号。
  - ARQ协议主要有三种类型：停止等待协议，后退N帧协议，选择重传协议。

【实际上，停止-等待协议不属于滑动窗口协议】

发送窗口Wt：发送窗口里包含了当前允许发送的帧。（transmit）

接收窗口Wr：接收窗口里包含了当前允许接收的帧。（receive）

若收到了窗口之外的帧，直接丢弃。

==接收方通过“确认机制”，控制发送方的窗口往前移动，从而实现流量控制。==

⭐每种协议都要关注的四个内容

滑动窗口机制，确认机制，重传机制，帧编号。

停止-等待协议（S-W）

发送窗口=接收窗口=1。确认帧ACK_i。超时重传。仅需1bit给帧编号。

数据帧，确认帧，帧序号的概念

帧类型：实际应用中可能双向都有数据帧和确认帧，所以需要“帧类型”这个概念。防止混淆。

确认帧：数据部分可以为空，很短的。

帧序号：此处是0，1，0，1，0，1，…

传输的可能情况

①正常传输

②数据帧丢失：超时重传（到点了，发送方重传）

③确认帧丢失：接收方已经收到之前的帧，会往右滑动。在之后收到了重传信息，接收方会：①丢弃重复帧。②返回重复帧的ACK（让接收方放心）

为什么需要帧编号？

因为因此接收方无法判别重复帧。

且用1bit表示帧序号足矣，简单的。

④数据帧有差错：接收方丢弃且不返回ACK，发送方超时重传。

⑤发送窗口=接收窗口=1，不存在数据帧失序的问题。

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后退N帧协议（GBN）

名字由来：后退N帧协议。原本已经发送了0号1号帧，现在却后退回0号帧重新传送。也顺便实现了“流量控制”。

GBN：

发送窗口>1，接收窗口=1。
关于确认帧：接收方可以==“累积确认”==。（即仅返回最后一个帧的ACK）（对于超时重传有很大影响！！！）
关于超时重传：重传i号帧，及其之后的所有帧。
- （因为之后的帧并没有在接收窗口(=1)内，会被接受方丢弃，此时接收方会返回目前已正确的最后一个帧的ACK。而发送方收到后，会往右滑动到i号帧处，重新发送。）
- （重传帧的同时，也需要重置计时器）
关于计时器：仅为最早未确认的帧维护一个超时计时器。（该帧被确认后，计时器可以移到下一个未确认帧）
至少用 2bit（0，1，2，3）给帧编号。
缺点：如果接收方收取帧的速率很慢，或者信道误码率很高，会导致经常后退，传输效率低。

正常情况（注意看新的帧序号）

①数据帧丢失：超时重传。

②确认帧丢失：超时重传。本质上像是退化成了①，因为第一个计数器最先到时间。

③如果不满足Wt+Wr ≤ 2^n 会有什么问题？

后果：后退不回去原来的起点（eg上一轮的0号帧），因为接收方到达了新一轮的0号帧。

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选择重传协议（SR）

SR不同之处：

发送窗口和接收窗口都＞1。且：发送窗口Wt＞接收窗口Wr。【Wr ≤ 2^(n-1)】【窗口总大小 = Wr+Wt】
确认机制：
- 否认帧NAK_i：若接收方收到有差错的i号帧，丢弃，并给发送方返回否认帧NAK_i。
- 确认帧的不同：不支持“累积确认”，只能一帧一帧确认。（也有好处，即使中间有格子出错，也能移动前面成功的几格）
请求重传机制：若发送方收到NAK_i，则重传i号帧。（发送方就不用等到超时才重发了）
关于计时器：每一个未确认的帧都有一个超时计时器。

窗口大小的变化

（如果发送窗口＜接收窗口）造成：D格子利用率不高，资源浪费。（所以 Wt=Wr=2^(n-1) 是比较合适的）

正常情况

①数据帧丢失：超时重传

②数据帧有差错：丢弃，请求重传

③确认帧丢失：超时重传+接收方判别为重复帧，返回重复帧的ACK。

④如果不满足Wt+Wr ≤ 2^n 会有什么问题？

会导致发送方和接收方都无法正确判别“重复帧”。

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三种协议的信道利用率分析

会理解图画图比记公式主要多了，真的。⭐

S-W协议的信道利用率

==信道利用率U = 数据帧传播时延Td / 数据帧传播时延Td+2倍单向传播时延RTT + 确认帧传播时延Ta==

Td是单个帧-的传输时延

GBN，SR协议的信道利用率

共同点：Wt＞1，理想情况下不考虑接收窗口情况。

==与S-W不同的是，数据帧传播时延N，因为*发送窗口大小是N==

==若分子大于分母，说明信道利用率=1==

发送方在发送数据期间，以==信道带宽的速率（最大数据传输速率）==发送比特；

但整个发送周期（包括等待确认的时间）平均下来的速率，称为==实际数据传输速率==。

（信道）实际数据传输速率 = 信道利用率 * 信道带宽

（信道）实际数据传输速率 = 发生周期内发送的数据量 / 发送周期

⭐

（第一题是求带宽）

补充的知识点：

滑动窗口协议：实际上不包括S-W协议。

ARQ协议（自动重传协议）：包括S-W，GBN，SR三种协议。

连续ARQ协议：发送窗口大于1的ARQ协议。（GBN，SR）

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3.5 介质访问控制(3)

介质访问控制 (MAC)

多个节点共享一“总线型”广播信道时，可能发生“信号冲突”。

为了控制各个节点对传输介质的访问，达到减少甚至是避免冲突，
这就是：==介质访问控制==（Medium Access Control）
（无论是有线通信还是无线通信，都会造成==MAC==）

sol1 - 信道划分(4)

① 时分复用 TDM（time division multiplexing）

轮流发言，固定发言时间。

时分复用：

将时间分成，多个TDM帧，(此处的TDM帧是一段固定长度的时间间隔，不同于数据链路层的帧)
每一个TDM帧分成m个的间隙，
每一个间隙给一对用户节点使用。

缺点：

每个节点最多只能分配到信道总带宽的1/m，
如果某个节点暂不发送数据，会导致被分配的时隙闲置，导致使用率低。

传输介质的性质：

①介质的位速率＞单个信号的位速率
②介质的带宽＞结合信道的带宽

①-② 统计时分复用（STDM，statistic）

解决方法：统计每个节点对信道的使用需求，动态按需分配时隙。

这就是统计信道时分复用

优点：

如果需要，一个节点可以在一段时间内获得所有信道的带宽资源。
如果某节点暂不发送数据，可以不分配“时隙”，信道利用率高。

② 频分复用（FDM，frequency division multiplexing）

如果两个信号频率区别很大，就容易分辨出来。

且不同信号之间留出频率隔离带，减少混淆。

频分复用：

把信道的总频带划分为多个子频带，
每一个子频带作为一个子信道，
每对用户使用一个子信道进行通信。

优点：①各个节点可以同时发送信道。②（比较）充分利用了信道带宽Hz。

缺点：FDM技术只能用于 模拟信号的传输（不适用于数字信号的传输）

③ 波分复用（WDM，wave division multiplexing）

用于光信号的传输，适合光纤使用。原理同频分复用。

④ 码分复用（CDM，code division multiplexing）

CDM即共享信道频率，又共享时间

各节点用专属的“码片序列”发送数据

码片序列就是一个m维正交向量（α表示1，-α(对调1/-1）表示0）

每个站点之间事先是知道对方的””码片序列””长啥样的（α，β…)

所以各个站点收到不同的“码片序列”，就知道是谁发的，内容是0还是1。

不同信号在传输过程中产生叠加怎么办？

– 即如何分离不同的信号？

通过：规格化内积

（1/m） * α（或β） * （第一组叠加信号值对应的码片序列的加减情况）= 1还是0

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sol2 - 随机访问(4)

通过争用信道使用权，胜者可发送数据。

随机访问：通过允许冲突，引入竞争解决机制，将广播信道变成点对点信道。

信道访问：通过共享时间或空间，把广播信道变成点对点信道。

① ALOHA协议

纯ALOHA协议：

如果准备好数据帧，就立刻发送。
类似停止-等待协议
- 发送方需要收到接收方的确认帧。
- if超时：随机等待一段时间重传（不是固定是防止再次冲突）

时隙ALOHA协议：

准备好数据后，等到最近的一个时隙再发送。
- （时隙大小固定 = 传输一个最长帧所需时间）
优点：稍微降低冲突概率，提高信道利用率。

② CSMA协议（载波监听机制）

ALOHA协议的改进，增加了监听功能。

监听：在发送数据之前，先监听信道是否空闲。只有信道空闲时，才会尝试发送数据。

（网络适配器（网卡）需要安装一个“载波监听装置”）

1-坚持CSMA协议

坚持监听，直到信道空闲。

优点：信道利用率高。

缺点：监听的节点可能有多个，同时发送数据会造成冲突。

1-非坚持CSMA协议

如果信道不空闲，先放弃监听，过一会再监听。

优点：比1-坚持CSMA更不容易冲突。

缺点：信道利用率比1-坚持CSMA低一点。

p-坚持CSMA协议

1-坚持CSMA协议和非坚持CSMA协议的综合版本

p就像是概率为p，1就是概率为1哈哈哈。

坚持监听，直到信道空闲。

有p的概率会立即把数据帧发送到信道上，有1-p的概率过一段时间再把数据帧发送到信道上。

优点：折中的方案。

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==③ CSMA/CD协议==

用于早期的有线以太网（总线型的）

【用同轴电缆或者集线器连接多个节点组成的有线局域网】
现在的有线以太网（星形的）【用交换机连接组成】

CSMA – 监听的特性。

CD（collision detection，冲突检测）

==先听后发，边听边发，冲突停发，随机重发。==

先听后发：监听到信道空闲再发送数据。
边听边发：a节点发送数据时，监听其他节点有没有发送数据到信道上。
冲突重发：a节点发送的时候监听到发生冲突，停止发送数据。
- 同时检测是第几次发生冲突，如果次数k>15，放弃传输，并报告网络层。
随机重发：如果k≤15，随机等待一段时间 ，重新发送数据。
- （k=10，k=16，是两个分水岭）

拓展：强化碰撞机制。

一旦检测到冲突，站点除了立即停止发送数据外，还需发送32或48bit的人为干扰信号，以确保所有站点都能感知到冲突。

争用期

CSMA/CD协议 没有ACK机制，用的是争用期机制。

==争用期==：一个节点最多需要多少时间可以确定自己的占领地盘。（信号在最远两个端点之间往返传输的时间）

=== 2 * 最大单向传播时延==

争用期机制原理：如果在争用期内没有发生冲突，说明就不会再有冲突了。

以太网规定的争用期：争用期内可发送512bit/64B数据。

eg：10Mbps时，51.2μs。100Mbps时，5.12μs。

==最短帧长==

==①==最短帧长 = 2 * 最大单向传播时延 * 信道带宽

（或者说 === 争用期时间 * 信道带宽==，为争用期内可发送的数据量）

若接收方收到的帧小于最短帧长，视为无效帧。
为什么？因为如果实际上发生了冲突，但是节点“误以为”发送过程没有冲突。
- 根本原因是帧长太短了，发送全部数据的10Mbps，每段最大长度500m时间也短，节点是发送完就不监听有无冲突了，（争用期是监听过程中来检测冲突的），所以发送总时间短，也听不到后面的冲突信号了。

==②==：==发送帧时间 ≥ 争用期时间==（①②式子的桥梁是争用期时间）

最长帧长

规定最长帧长的原因：防止某些节点一直占用信道。

以太网规定：最短帧长64B，最长帧长1518B

帧间最小间隔

9.6μs（10Mbps），一遍接收站有足够时间清空缓存，为接收下一帧做准备。

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==④ CSMA/CA协议==

CSMA 载波监听多路访问

CSMA/CD 冲突检测（边发送边监听，检测到冲突立即重发）（适用于有线网络，如以太网技术）

CAMA/CA 冲突避免（发送过程中不用检测冲突，发送前想办法尽量避免冲突（但不是完全避免）（适用于无线网络，如WiFi）

AP（接入点）

就是无线WiFi热点。

无线局域网（WiFi）面临的问题

为什么不能使用CSMA/CD协议？无线网络无法实现冲突检测

① 硬件很难实现“边听边发，冲突检测”。（无线网络上接收信号强度＜发送信号强度，且无线介质上信号强度变化大）

② 存在“隐藏站”问题。（A无法监听到BC信号，BC对A而言就是隐藏站，导致没检测到冲突（而实际是有的））

所以只能使用冲突避免（or完整发送帧的代价太大了）

①CSMA/CA协议（先不考虑隐藏站）

==发送方：先监听后发送，忙则退避。==

监听到信道空闲，间隔DIPS后，一口气发完全部帧。
若发送方超时未收到ACK，则进行随机退避。

==接收方：停止等待协议（每收到一个正确数据帧都返回ACK）==

随机退避：

用算法确定一段随机退避时间（倒计时）
- [0,(2^4+k - 1)]，第六次重传后就不再增加(1023)
发送方会一直监听信道，只有信道空闲时才扣除倒计时。倒计时结束后立即发送帧。

帧间间隔：

DIFS(分布式协调)>PIFS>SIFS(短IFS)

②信道预约机制（解决屏蔽站问题）

key：先预约再发送。

① 发送方广播RTS控制帧（先听后发，忙则退避）【预约】
② AP广播CTS控制帧给所有节点（告知无关节点，勿扰）
③ 无关节点收到CTS后自觉“禁言”一段时间（即虚拟载波监听机制）。发送方收到CTS后，就可以发送数据帧了。
④ AP收到数据帧后，进行CRC校验，无差错则返回ACK帧。
NAV：X在xxx帧中填写的时间

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sol3 - 轮询访问(1)

令牌传递协议

令牌环网技术：环形结构，各节点（通过令牌token）“轮询访问”信道，不会发生信道冲突。

适用于：高负载的广播信道
该协议不会发生冲突。
比（总线型）以太网技术好，比（星型）以太网技术差，所以被历史淘汰了。

令牌环网工作原理

节点每次只能传一个帧，传完就要释放令牌给下一个节点。

如果获得令牌的节点没有数据要发送，立刻传递下去，把令牌传给下一个节点。

如果令牌回到原来的节点了，节点不再转发该帧，并重新产生一个令牌。

令牌帧，数据帧

（令牌是一个特殊的控制帧）

MAU – 实现令牌环网的集中控制

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3.6 局域网(3)

以太网与IEEE 802.3

无线局域网与IEEE 802.11

VLAN与IEEE 802.1Q

前言

电气电子工程师学会 – IEEE802委员会 – 802.3/802.11工作组

不同的局域网技术多是科技公司推出的，收到市场行业好评，保留下来。（如：以太网技术，WiFi技术）

802委员会把数据链路层分成：

MAC子层（介质访问控制子层，与访问传输介质有关的功能，eg组帧，比特传输的差错控制，透明传输等）
LLC子层（逻辑链路控制子层，eg提供有无确认有无连接的服务等，已经名存实亡了）（802.2工作组已解散）
- 有线局域网已被802.3垄断
- 无线局域网已被802.1垄断

局域网的基本概念和体系结构

除了以太网，别的局域网有：

令牌环网：物理是星型结构，逻辑是环形结构
光纤分布数字接口：物理是双环结构，逻辑是环形结构

以太网与 IEEE 802.3

EEE 802.3 推出的以太网物理层标准

以太网常用的传输介质有四种：粗缆(5)，细缆(2)，双绞线(T)和光纤(F)。

同轴电缆分为：

50Ω基带电缆：
- 细缆（10Mbps，每段最大长度185m
- 粗缆（10Mbps，每段最大长度500m
75Ω宽带电缆

同轴电缆只能半双工，双绞线可半双工（集线器），可全双工（交换机）。光纤必须全双工。

（高速以太网：V≥100Mbps）

同轴电缆以太网（中继器连接）

双绞线以太网（集线器 / 交换机连接）

网卡（网络适配器）

网卡实现的主要功能在物理层和数据链路层。

计算机与外界局域网的连接，借助于主板上嵌入的网络适配器实现。

适配器与局域网之间通过电缆或者双绞线以串行方式通信。

适配器与计算机之间通过IO总线以并行方式通信。

两种以太网MAC层标准

MAC层≈数据链路层（因为LLC层名存实亡了）

（在802.3 标准中，LLC子层才关心为哪个网络层服务，所以IEEE 802.3 标准，不用指明网络层协议，MAC帧中填写的是数据部分的长度。V2标准中是填写网络层协议）

V2标准的以太网MAC帧

口诀：662N4，收发协数验。N=【46，1500】

（6+6+2+4+46=64），最小MAC帧长是64B
MAC地址固定48位(6B)（高24位位厂商代码，低24位厂商自己分配。）
MAC地址固定在网卡的ROM中，也称为**==物理地址==**。
- 直通方式输入接口收到数据帧，只检查其MAC地址，6B。转发时延为读取MAC地址的时间。（6*8bit/100Mbps=0.48μs）
数据报太长就分片，太短就补充。【即使用了分组交换技术】

（以太网帧不需要结束定界符，因为每一帧之间会有96μs的间隙，且用的是曼切斯特编码。）

单播帧和广播帧如何传播？

前提：

路由器，交换机，各个终端有MAC地址。
集线器没有MAC地址。（只能广播而不是单播）。（和冲突域有关）
集线器：不能分割冲突域，不能分割广播域。
交换机：能分割冲突域，不能分割广播域。
路由器：能分割冲突域，能分割广播域。（路由器不会把帧转发到其他网络）

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虚拟局域网与 IEEE 802.1Q

虚拟局域网VLAN，由IEEE 802.1Q负责

一个大型局域网（eg校园网）面临的问题

广播节点多了，造成“广播风暴”
局域网可能有一些敏感节点，存在安全问题

VLAN

将一个大型局域网分割成多个小的VLAN，每一个VLAN是一个广播域
每一个VLAN对应一个VID
（需要支持VLAN功能的交换机来实现）
属于同一个VLAN的主机，无论是否连接到同一台交换机上，都能互相通信。
属于不同的VLAN的主机即使连接到同一个交换机上，也不能直接在数据链路层通信。
- ⭐不同广播域的站点，需要路由器 / 支持三层功能的交换机完成第三层转发，普通以太网交换机不行）

VLAN的划分方式

① 基于接口

② 基于MAC地址

③ 基于IP地址

需要网络层功能的支持
这种方式可以让多个局域网的主机组成一个VLAN（虚拟局域网跨越了路由器了）

802.1Q帧

802.1Q帧（比标准的以太网帧）多了4个字节，记录VID的信息。
- 为保持最小帧长64B不变，数据字段的最小长度46B→42B，最大长度仍为1500B。也因此最大帧长1518B→1522B
如果帧的传输需要跨越交换机，需指明VID。且通过干线链路传输。
交换机与交换机之间，传输802.1Q帧
主机与交换机之间，传输标准以太网帧