数据链路层(计算机网络)

0、前言

本文大多数图片都来自于 B站UP主:湖科大教书匠 的教学视频,对高军老师及其团队制作出这么优质的课程表示感谢。本文的撰写目的不是为了应试,且受限于个人水平,可能和标准答案有所出入,请自行甄别,以考纲教材为准,不要被本文误导!

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1、概述

1.1、数据链路层在计算机网络体系中的位置

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1.2、对 MAC 地址的理解

MAC 地址并不是针对主机(或路由器)而言的,而是针对网卡(或路由器的接口)而言的,每一张网卡都有一个MAC地址:

  • 一台主机一般有以太网卡(有线网卡,Ethernet)和无线网卡(WLAN,Wireless LAN),在 Windows 系统上可以通过 ipconfig /all 进行查看
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  • 路由器的每一个接口可以认为是一张网卡(暂时这么认为),下图是通过 Packet Tracer 查看 Router1941 的配置项
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1.3、认识网卡(网络适配器)

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  • 核心芯片:其中有 数据缓冲区,用于缓冲发送或接收到的数据
  • PCI 接口:Linux 系统中可以通过 lspci 来查看 PCI 设备,可以认为是 ls pci 的组合命令。
    曾在个人笔记本上安装 CentOS 7、Kali Linux、Ubuntu等,但无论怎么重装,都出现 WiFi 不可用的问题,也就是无线网卡的问题。在寻找解决方案的过程中,会遇到一些文章中提到 lspci | grep net 来查看网卡
  • EEPROM:可编程电可擦除只读芯片,存储 MAC 地址

除了物理网卡,还要一些虚拟网卡,例如:

  • 在 Linux 系统上使用 ip address 可以查看到有一张名为 lo 的网卡,这就是用于本地回环测试1的网卡
  • 在使用 VMWare 等虚拟机软件后,可以看到操作系统中会多出一些 VMnet8VMnet1 这些用于和虚拟机通信的虚拟网卡


二、数据链路层的机制(理论)

数据链路层要解决的问题:

  1. 封装成帧和透明传输
  2. 差错检测(误码检测)
  3. 可靠传输(非必须)

2.1、封装成帧和透明传输

2.1.1、封装成帧

要考虑的问题是:上层传递过来的数据最终以 bit 流(面向比特的链路) 或 byte 流(面向字节的链路),需要一种机制使得接收方能够区分数据的开始和数据结束

方式一:插入帧定界符
PPP 协议采用该方案,存在缺陷的原理如下:

  1. 约定起始符号和终止符号(可以是同一个,记为 FLAG,PPP 协议中该值是 0x7E,二进制形式为 01111110)
  2. 遇到第一个 FLAG 认为是数据开始,遇到第二个 FLAG 认为是数据结束

方式二:采用帧间间隔
以太网协议采用该方案,原理如下:

  1. 插入前导码(同步+起始符的功能)
  2. 传输完一个帧后,等待一个帧间间隔(28us)后再传输下一个帧。

相当于采用 NULL 来作为终止符,即一段时间不传输数据,来接收方来确定帧结束

2.1.2、透明传输(完善的帧定界符方案)

帧定界符方案存在一个问题:如果上层传递过来的数据中存在 FLAG 这个值,那么就会发生误判,如下图所示
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透明传输要解决的正是这个问题:让数据荷载中可以包含任意数据。上层不需要关系底层细节,即透明。

相似问题:

  • 如何在一个字符串中包含 " 符号?

基于字节的解决方案:使用转义字符(ESC,PPP协议中该值为 0x7D)

综上所述,使用透明传输需要发送方和接收方都对数据进行额外的处理(开销),具体过程如下:

  1. 发送方发送数据时,扫描帧的数据荷载部分,对其中的 FLAGESC 都进行转义(细节),即在前面插入 1B 的 ESC 字符
  2. 接收方接收数据时,扫描帧的数据荷载部分,当发现 ESC 时,就不对下一个字节的数据进行判断,直接提取即可。当需要判断的时候发现 FLAG,那么说明数据结束。

基于比特的解决方案:改造数据荷载,让数据荷载中不出现 FLAG(01111110) 这个序列,且接收方能够还原
FLAG 中间出现连续 6 位 1,因此只需要遍历数据荷载中的每一比特,当发现 5 个连续比特位为 1 时,再其后插入 1 位 0,5110

  1. 41103110211011100110 这些方案都是可行的,都可以保证数据荷载中不会出现 FLAG 这个序列。之所以选择 5110,是因为它的开销最小,假如采用 0110,那么相当于在原来数据的基础上扩充了一倍的数据长度,那么 1500 B 的数据荷载就需要分成两次进行发送,增加了开销。
  2. PPP 协议中发送除了插入转义字符外,还会将其后的数据(待转义的字节数据,即 FLAG 和 ESC)和 0x20 进行异或。接收方在提取该字符时,会再和 0x20 进行异或来还原。这本质上也是保证数据荷载中不会出现 FLAG 字符,和基于比特的解决方案在本质上异曲同工,但个人这里有点疑惑,因为感觉这个步骤是可以没有的,不理解为什么 PPP 协议要这么做?

2.2、差错检测

2.2.1、奇偶校验

奇校验:添加一个比特位,使得数据中比特 1 的总数为奇数
偶校验:添加一个比特位,使得数据中比特 1 的总数为偶数

2.2.2、CRC 循环冗余校验

以太网(Ethernet)、PPP 协议中均采用该方式进行差错检测,且以太网中如果出现帧错误,会直接丢弃帧,而不会重传

帧错误的情况

  • MAC 帧的长度不是 8k bit(其中 k = 1,2,…)。即字节流
  • MAC 帧长度不在 [64, 1518] 之间,其中小于 64B 的帧表示该帧是因发生碰撞而异常终止的无效帧
  • FCS 帧检测错误

FCS 的计算过程

  1. 发送方和接收方约定生成多项式,例如,G(X) = X^4 + X^2 + X + 1
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  2. 发送方:数据对齐、模二除法(异或)
    若生成多项式 是 n 阶多项式,则在待发送数据后面补 n-1 个 0。最后得到的余数即为 FCS(帧检验序列,n-1 位)
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  3. 接收方:模二除法(异或)
    接收数据后,用约定的生成多项式进行模二除法,如果最后能够整除,则认为没有出现错误,否则一定出现错误。

2.2.3、海明码(纠错码)

以太网(Ethernet)并没有使用,成本太高,效率低。

原理:TODO

2.3、可靠传输

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  • 不可靠传输:发现帧出现错误,直接丢弃,其它什么也不做
  • 可靠传输:需要提供一系列机制,来实现发送方发送什么,接收方最终就能够收到什么

一般情况下,有线链路的误码率比较低,为了减小开销,只需要提供不可靠传输,可靠性由上层进行保证,例如在传输层使用 TCP 协议;而无线链路容易受到干扰,误码率比较高,因此需要在数据链路层提供可靠传输

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可靠传输的开销比较大,具体是否使用可靠传输取决于应用的需求,并非所有的东西都要可靠、安全

2.3.1、传输过程中可能出现的问题

传输错误出现场景
比特错误传输损耗,相当于基因突变
分组丢失路由器的缓冲队列已满
分组乱序不同分组可能沿着不同的路径从源主机到达目的主机
分组重复主机或路由器都有可能因为超时重发

2.3.2、实现可靠传输所需的机制

确认机制

超时重传机制

序号机制

2.3.3、用于实现可靠传输的滑动窗口协议(SW、GBN、SR)

滑动窗口协议要求:

  1. 分组使用 n 个比特位进行编号
  2. 发送窗口大小( W T W_T WT) + 接收窗口大小( W R W_R WR ≤ \le 2 n 2^n 2n
  3. 发送窗口大小( W T W_T WT ≥ \ge 接收窗口大小( W R W_R WR ≥ \ge 1

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W T + W R ≤ 2 n W_T + W_R \le 2^n WT+WR2n 的解释:

  1. 假设 n n n 为 3,发送窗口大小 W T W_T WT 为 5,接收窗口大小 W R W_R WR 为 4
  2. 接收方顺利且依次接收到发送方发送的分组0、分组1、分组2、分组3、分组4
  3. 接收方此时的接收窗口内的值分别为[5][6][7][0]
  4. 不幸的是,接收方返回的确认报文全部丢失,这种情况下会触发发送方的超时重传
  5. 接收方再次接收到重传的分组0,并错误地将其认为是新的分组。在没有滑动窗口和的限制条件下,接收方无法识别是重传的分组还是新的分组。

三种协议的差异:

协议发送窗口大小接收窗口大小确认机制信道利用率
停止-等待协议(SW) 1 1 1 1 1 1逐帧确认见图示
回退 N 帧协议(GBN) 2 n − 1 2^n-1 2n1 1 1 1累积确认见图示
选择重传协议(SR) 2 n − 1 2^{n-1} 2n1 2 n − 1 2^{n-1} 2n1逐帧确认见图示

其中,n 表示使用 n 个比特位来标识 PDU (帧/分组/报文)的序号

信道利用率

一般认为,确认分组的长度远小于数据分组,因此 T A T_A TA 的长度可以忽略不计。所以在停止等待协议(SW)中,信道利用率(U)表示为

U = T D T D + R T T = 1 1 + R T T T D U = \frac{T_D}{T_D + RTT} = \frac{1}{1 + \frac{RTT}{T_D}} U=TD+RTTTD=1+TDRTT1

无线局域网的覆盖半径不超过 100 米,因此其 RTT 可以忽略不计,所以在无线局域网中反而使用最简单的停止等待协议。
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图a:停止-等待协议(SW)

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图b:后退 N 帧协议(GBN)


三、相关协议

3.1、以太网协议(802.3标准)

3.1.1、MAC 帧

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长的数据载荷,控制字段的占比低,相当于提高了数据的发送效率(正常情况)。但帧比特位的增加也意味着帧发生错误的概率增加了,且出错后的重传开销也增加,需要发送更多的数据。(异常情况)

短的数据荷载,控制字段的占比高,相当于降低了数据的发送效率(正常情况)。但帧比特位的减少也意味着帧发生错误的概率降低了,且出错后的重传开销也降低,只需要发送很少的数据。(异常情况)

此外,帧不能过短还与CSMA/CD(载波监听多址接入碰撞检测)、信道利用率有关

3.1.2、MAC 地址

MAC 地址是一个 48 bit 的数字,假设自左向右地址依次增大 (注意是假设),如下图所示
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其中,bits[0] 表示单播(0)或多播(1)地址,bits[1] 表示全球管理(0)或本地管理(1)。

蛋疼的点:MAC 地址的表示逻辑和 IP 地址的表示逻辑并不统一。 原因在于,MAC 地址在表示的时候,是以字节为单位进行表示的,左边是字节低位,右边是字节高位。因此在表示上,上面的比特数组变成了下面的形式

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3.2、PPP 协议

3.2.1、PPP帧

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其中的标志字段就是帧定界符,固定为 0x7E
地址字段和控制字段目前都没有什么用,属于预留字段

3.2.2、PPP 协议的应用场景

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  • 用户通过 PPP 协议接入 ISP(因特网服务提供商)

3.3、无线局域网协议(802.11标准,TODO)

四、交换机(网桥)

4.1、交换机结构

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4.2、自学习算法

目的:

自动建立 MAC 地址和交换机端口的映射表

自学习算法流程:

  1. 交换机从某个端口接收到某个 MAC 帧,从中提取出 源 MAC 地址(src),将其与接收端口进行映射,登记到 mac-address-table 中
  2. 交换机从 MAC 帧中提取出 目的 MAC 地址(dest),并在 mac-address-table 中进行查找:
    • 如果能找到对应的 dest,那么就从除接收端口外的、相应的交换机端口转发 (明确转发)
    • 如果能找到对应的 dest,且待转发的端口和 src 对应的端口相同,那么就直接丢弃 (丢弃)
    • 如果不能够找到对应的 dest,那么就从除接收端口外的其它端口转发 (盲目转发)

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  • 帧如果错误,直接丢弃
  • 广播帧不需要查表
  • mac-address-table 相当于设置了自动过期时间的缓存数据库(Redis,过期键)

在 Windows 系统上可以通过 arp -a 命令查看各个网卡的 mac-address-table

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4.3、生成树协议(STP,TODO)

五、局域网(LAN)的实现

5.1、以太网(Ethernet)

5.1.1、共享式以太网(CSMA/CD 协议)

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CSMA/CD 协议并不能够避免碰撞的发生,而是针对发生碰撞后如何处理。根本原因是因为信号的传输有延迟,主机 C 监听到信道空闲,并不是真的表示信道空闲。

最小帧长和争用期

CSMA/CD(载波监听多址接入碰撞检测)要求在任意帧(最小帧)传输完之前,能够检测到是否发生碰撞,因此需要满足如下公式:

最小帧长 = 争用期(端到端往返时延) × 链路传输速率( 10 M b / s ) 最小帧长 = 争用期(端到端往返时延) \times 链路传输速率(10Mb/s) 最小帧长=争用期(端到端往返时延)×链路传输速率(10Mb/s
链路长度 = 端到端传播时延(半个争用期) × 数据传播速率(近似光速) 链路长度 = 端到端传播时延(半个争用期) \times 数据传播速率(近似光速) 链路长度=端到端传播时延(半个争用期)×数据传播速率(近似光速)

规定最小帧长为 64B,因此争用期为 51.2us

这里是规定最小帧长得到争用期的值,或是规定争用期得到最小帧长。个人理解偏向前者,最小帧长最终会影响到网络的链路长度,可能考虑到链路长度最终确定最小帧长为 64 B(糊里糊涂胡说八道胡言乱语ing…)

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退避算法

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信道利用率

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其中, T 0 T_0 T0 表示传输时延,而 τ \tau τ 表示传播时延

5.1.2、交换式以太网

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5.2、无线局域网(Wireless LAN)

六、虚拟局域网(VLAN)

6.1、需求背景

这里高老师的视频中提到 VLAN 是为了分隔广播域,而路由器是能够实现相同的功能的,但是路由器的成本更高,所以才有了虚拟局域网技术。但在后面的实验中就能够发现,使用 VLAN 来分隔广播域会产生一些 “副作用”,被分隔的两个虚拟局域网 VLAN2 和 VLAN3 之间不能进行通信(注意不是 VLAN1)。基于这个区别,抛开事实不谈,个人更愿意相信 VLAN 被设计出来是出于对网络安全的考虑,而分隔广播域只是网络隔离带来的一个副产品。
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6.2、实现原理

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端口有两种类型:

  • Access(专用)
  • Trunk(通用)

VID 用于标识创建的虚拟局域网(VLAN),默认情况下 VID = 1

帧转发流程:

  1. 从交换机端口接收到报文后,会在交换机内部执行 “打标签” 的操作,即添加上端口所属 VLAN 的 VID
  2. 该帧只会从 (a)相同 VID 的 Access 类型端口(b)任意 VID 的 Trunk 类型端口 转发出去(支持单播、多播)
  3. 根据发送端口的类型来决定是否执行 “去标签” 的操作(粗糙来说,Trunk 类型端口不去标签,案例一说明该现象)

案例一:主机 C 发送 VLAN2 的广播帧

如果在 交换机1 的 端口5 上执行去标签操作,当报文发送到 交换机2 时,会被误认为其属于 VLAN1,因此 Trunk 类型端口不执行去标签、打标签操作。
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案例二:主机 A 发送 VLAN1 的广播帧

蛋疼的点:如下所示,Trunk 类型端口又执行了去标签和打标签。再次抛开事实不谈,个人觉得 Trunk 类型端口完全可以没有 VID,这里不能理解为什么要这么设计?强行解释的话,去标签后在链路上传输的数据量更少,但又能少多少呢,还增加了和 Trunk 类型端口判断 VID 是否相等的计算开销呢。
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6.3、使用Packet Tracer软件进行实验

  1. 构建网络拓扑结构
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  2. 通过 show interface status 查看接口状态
    其中 Vlan 表示接口所属的 VID(虚拟局域网唯一标识),默认情况下所有接口均属于 VLAN1
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  3. 创建 VLAN,即指定 VID 和 name

    • vlan 10:创建一个 VLAN,其中 VID = 10
    • name VLAN10:为该 VID = 10 的 VLAN 命名为 VLAN10(这里是执行上面命令后进入,所以不需要指定 VID)
  4. 通过 show vlan brief 查看目前创建的 VLAN
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  5. 先进入到某个接口的配置模式,通过 switchport mode trunk 为接口分配所属类型(Trunk),默认是 Access 类型

  6. 通过 switchport access vlan 10 为接口分配所属的 VLAN 的 VID

  7. 配置完成后再次查看 VLAN
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七、待解决的问题

  1. 查看虚拟网卡 VMnet1,发现其 MAC 地址为 00-50-56-C0-00-01,为什么 bits[1] 是 0 而不是 1 呢?
  2. CRC 检测的数学原理是什么?是100%正确的吗?FCS 错误,一定错误这是容易理解的。但 FCS 检验正确,但实际发生错误,是否存在这种可能性呢?

  1. 目的 IP 地址为 127.x.y.z 的都称为回环地址,不仅仅是 127.0.0.1,这只是该 A 类地址中最小的一个。而 localhost 常在 host 文件中被解析为 127.0.0.1 而已。 ↩︎

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