知识点回顾(自顶向下)

Posted 2022-12-12 之墨_

tags:

篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了知识点回顾(自顶向下)相关的知识，希望对你有一定的参考价值。

第六章知识点回顾

1.链路层和局域网
2.以太网MAC协议
3.局域网、城域网和广域网
4. 地址解析（Address Resolution）
5. 以太网
6. 802.3以太网标准: 链路层 & 物理层
总结

1.链路层和局域网

1.1网络层、链路层和物理层

网络层：
- 选路：路由器确定去往目的节点的下一跳
- 转发：在路由器内部将数据报从输入端口转移到输出端口
链路层：
- 将数据报从一个节点传输到相邻的下一个节点
物理层：
- 多种类型的传输媒体
  传输原始比特流（无结构）
  容易产生传输错误
一些术语
- 节点：主机和路由器统称为节点
- 链路：连接相邻节点的通信信道
  - 有线链路
  - 无线链路
  - 局域网
- 帧：链路层分组称为帧

1.2链路层服务

组帧（基本服务）
- 发送：将数据报封装到帧中（加上帧头和帧尾）
- 接收：从原始比特流中提取出完整的帧
链路接入（广播链路需要）
- 在广播信道上协调各个节点的发送行为
差错检测（基本服务）
- 检测传输错误
差错纠正（有些提供）
- 检测并纠正传输错误（不使用重传）
可靠交付（部分协议提供）
- 通过确认、重传等机制确保接收节点正确收到每一个帧（停-等、GBN、SR）
- 低误码率链路（如光纤、某些双绞线）上很少使用，高误码率链路（如无线链路）应当使用
流量控制:
- 调节发送速度，避免接收节点缓存溢出
- 提供可靠交付的链路层协议，不需要专门的流量控制
- 不提供可靠交付的链路层协议，需要流量控制机制
半双工和全双工：
- 半双工通信时，提供收/发转换

1.3链路层在哪儿实现？

路由器：链路层在线卡（line card）中实现
主机：链路层主体部分在网络适配器（网卡）中实现
线卡/网络适配器连接物理媒体，还实现物理层的功能
链路层由硬件和软件实现：
- 网卡中的控制器芯片：组帧、链路接入、检错、可靠交付、流量控制等
- 主机上的链路层软件：与网络层接口，激活控制器硬件、响应控制器中断等

1.3.1网络适配器之间的通信

发送侧:
- 将数据报封装到帧中
- 生成校验比特
- （可选）执行可靠传输和流量控制
接收侧：
- 提取帧，检测传输错误
- （可选）执行可靠传输和流量控制
- 解封装数据报，交给上层协议

1.4检错和纠错

传输出错的类型
- 单个错：由随机的信道热噪声引起，一次只影响1位
- 突发错：由瞬间的脉冲噪声引起，一次影响许多位，使用突发长度表示突发错影响的最大数据位数
差错控制编码的类型
- 检错码：只能检测出传输错误的编码，不能确定出错位置，通常与反馈重传机制结合进行差错恢复
- 纠错码：能够确定错误位置并自行纠正的编码

1.5如何检测与纠正错误？

码字（codeword）：由 m 比特的数据加上 r 比特的冗余位（校验位）构成
有效编码集：由 2m 个符合编码规则的码字组成
检错：若收到的码字为无效码字，判定出现传输错误
海明距离（Hamming Distance）：两个码字的对应位取值不同的位数（比如，100和101的海明距离为1）
纠错：将收到的无效码字纠正到距其最近的有效码字
检错码与纠错码的能力都是有限的！

1.5.1编码集的检错与纠错能力

编码集的海明距离：编码集中任意两个有效码字的海明距离的最小值
检错能力：为检测出所有d比特错误，编码集的海明距离至少应为d+1
纠错能力：为纠正所有d比特错误，编码集的海明距离至少应为2d+1

1.5.2差错检测的实施

发送端对要保护的数据D（包括帧头字段）生成校验
- 位EDC，添加在帧头（尾）中
接收端对收到的数据D’计算校验位，与收到的校验位
- EDC’比较，不同则判定有错

1.5.3奇偶校验

单比特奇偶校验:
- 可检测奇数个比特错误
- 检错率为50%
- 编码集海明距离为2

二维奇偶校验:
- 可检测2比特错和纠正单比特错
- 编码集海明距离为3
- 有利于检测突发错误

1.5.4循环冗余校验（CRC）

CRC是一种多项式编码，它将一个位串看成是某个一元多项式的系数，如1011看成是一元多项式X3 + X + 1的系数
信息多项式M(x)：由m个信息比特为系数构成的多项式
冗余多项式R(x)：由r个冗余比特为系数构成的多项式
码多项式T(x)：在m个信息比特后加上r个冗余比特构成的码字所对应的多项式，表达式为T(x) = xr·M(x) + R(x)
生成多项式G(x)：双方确定用来计算R(x)的一个多项式
编码方法：R(x) = xr·M(x) ÷ G(x) 的余式（减法运算定义为异或操作）
检验方法：若T(x) ÷G(x)的余式为0，判定传输正确
CRC码检错能力极强，可用硬件实现，是链路层上应用最广泛的检错码

1.5.5 CRC举例

例1：取G(X) = X3 + 1，对信息比特101110计算CRC码。
- 解答：
- 101110 000 ÷1001的余式为R=011 (CRC code)
- 码字：101110 011
例2：取G(X) = X3 + 1，接收端收到比特串1001001，问是否有错？
解答：
1001001÷1001的余式为001（不为0），有传输错误

1.5.6要求理解的知识点

检错和纠错的一般性原理
二维奇偶校验、循环冗余码
为什么链路层使用CRC，而其上各层使用checksum？（思考）

1.6链路的两种类型

点到点链路：
- 仅连接了一个发送方和一个接收方的链路
- 一条全双工链路可以看成是由两条单工链路组成
广播链路：
- 连接了许多节点的单一共享链路，任何一个节点发送的数据可被链路上的其它节点接收到

1.7多址接入（Multiple Access）

冲突（collision）
- 在广播链路上，若两个或多个节点同时发送，发送的信号会发生干扰，导致接收失败
多址接入协议
- 规定节点共享信道（谁可以发送）的方法
- 多址接入协议也称媒体接入控制（Medium Access Control，MAC）协议

1.7.1 理想的多址接入协议

在速率为R bps的广播信道上
1. 当只有一个节点发送时，它应能以速率R发送（信道利用率高）
2. 当有M个节点发送时，每个节点应能以 R/M的平均速率发送（公平性好、信道利用率高）
3. 协议是无中心的（分散式）:
  不需要一个特殊的节点来协调发送（健壮性好）
  不需要时钟或时隙同步（不需要额外的机制）
4. 简单（实现和运行开销小）

1.8MAC协议的分类

信道划分
- 将信道划分为若干子信道，每个节点固定分配一个子信道，不会发生冲突
- 关注公平性，轻负载时信道利用率不高
随机接入（竞争）
- 不划分信道，每个节点自行决定何时发送，出现冲突后设法解决
- 轻负载时信道利用率高，重负载时冲突严重
轮流使用信道
- 不划分信道，有数据的节点轮流发送，不会出现冲突
- 信道利用率高，公平性好，但需引入额外机制

1.8.1（1）信道划分的MAC协议

TDMA: 时分多址
- 将信道的使用时间划分成帧，每个节点在帧中被分配一个固定长度的时间片，每个时间片可以发送一个分组
- 节点只能在分配给自己的时间片内发送
- 若节点不发送，其时间片轮空
FDMA: 频分多址
- 将信道频谱划分为若干子频带
- 每个节点被分配一个固定的子频带
- 若节点不发送，其子频带空闲
CDMA: 码分多址
- 将每个比特时间进一步划分为m个微时隙（称chip）
- 每个节点被分配一个惟一的m比特码序列（称chip code）
- 发送方编码：发送“1”=发送chip code；发送“0”=发送chip code的反码
- 信号叠加：多个节点发送的信号在信道中线性相加
- 接收方解码：用发送方的chip code与信道中收到的混合信号计算内积，恢复出原数据
- 前提条件：任意两个chip code必须是相互正交的
- CDMA允许所有节点同时使用整个信道！

1.8.2（2）随机接入的MAC协议

随机接入的基本思想：
- 当节点有数据要发送时，以信道速率R发送，发送前不需要协调
- 随机接入MAC协议规定如何检测冲突，以及如何从冲突中恢复
随机接入MAC协议的例子：
- 发送前不监听信道：ALOHA家族
- 发送前监听信道：CSMA家族

1.9时分（Slotted） ALOHA

假设:
- 所有帧长度相同
- 时间被划分为等长的时隙，每个时隙传一帧
- 节点只能在时隙开始时发送
- 节点是时钟同步的（知道时隙何时开始）
- 所有节点可在时隙结束前检测到是否有冲突发生
操作:
- 节点从上层收到数据后，在下一个时隙发送
- 若时隙结束前未检测到冲突，节点可在下一个时隙发送新的帧
- 若检测到冲突，节点在随后的每一个时隙中以概率P重传，直至发送成功
优点
- 单个活跃节点可以信道速率连续发送
- 分散式：节点自行决定什么时候发送
- 简单
缺点
发生冲突的时隙被浪费了
由于概率重传，有些时隙被闲置
需要时钟同步

1.10时分Aloha的效率

效率：当网络中存在大量活跃节点时，长期运行过程中成功时隙所占的比例
- 假设: 有N个活跃节点，每个节点在每个时隙开始时以概率P发送
- 给定节点在一个时隙中发送成功的概率 = p(1-p)N-1
- 给定时隙中有节点发送成功的概率 = Np(1-p)N-1
1. 最大效率:
  - 找到令Np(1-p)N-1最大的概率p*
  - 代入Np*(1-p*)N-1，并令N趋向于无穷，得到：
  - 最大效率 = 1/e = 0.37
2. 最佳情况: 信道用于有效传输的时间仅为37%！
3. 纯ALOHA:
  - 基本思想：
    - 不需时钟同步，任何节点有数据发送就可以立即发送
    - 节点通过监听信道判断本次传输是否成功
    - 若不成功，立即以概率P重传，以概率（1-P）等待一个帧时后再决定。（帧时：发送一帧的时间，假设帧长度相同）
  - 发生冲突的情形：
    - 在时刻t0发送的帧与在 (t0-1,t0+1) 时段内发送的其它帧冲突
4. 纯Aloha的效率:
  - P(给定节点发送成功) = P(节点发送) .
    P(无其它节点在(t0-1,t0]内发送) .
    P(无其它节点在[t0, t0+1)内发送)
    = p . (1-p)N-1 . (1-p)N-1
    = p . (1-p)2(N-1)
- 求出令节点发送成功概率Np . (1-p)2(N-1)最大的p*，并令N -> infty:
- 最大效率 = 1/(2e) = 0.18

1.11载波侦听多址接入（CSMA）

发送前监听信道（carrier sensing）：
- 信道空闲：发送整个帧
- 信道忙：推迟发送
冲突仍可能发生:
- 由于存在传输延迟，节点可能没有监听到其它节点正在发送
- 即使忽略传输延迟，当两个（或多个）节点同时发现信道由忙变为空闲、并都决定立即发送时，仍会发生冲突

1.11.1CSMA/CD (Collision Detection)

若在发送的过程中检测到冲突，怎么办？
- 继续发送余下的部分（浪费带宽）
- 停止发送余下的部分
CSMA/CD的基本思想：
- 在发送的过程中检测冲突（发生冲突时信号较强）
- 检测到冲突后，立即停止发送剩余的部分
- 立即启动冲突解决的过程

2.以太网MAC协议

早期以太网采用CSMA/CD协议:
1. 网卡从网络层接收数据报，构造以太帧
2. 若网卡监听到信道空闲，立即发送帧；若信道忙，坚持监听直至发现信道空闲，然后发送帧
3. 若网卡发送完整个帧而没有检测到冲突，认为发送成功！
4. 若网卡在传输过程中检测到冲突，立即停止发送帧，并发送一个阻塞信号（加强冲突）
5. 网卡进入指数回退阶段，选择一个等待时间:
  第一次冲突后: 从0,1中选择K，延迟K· 512比特时间
  第二次冲突后: 从0,1,2,3中选择K，……
  第三次冲突后: 从0,1,2,3,4,5,6,7中选择K，……
  ……
  第10次冲突后，从0,1,2,3,4,…,1023中选择K，……
6. 返回Step 2
  注：512比特是一个最小以太帧的长度
- 指数回退的目的是根据网络负载调整重传时间：
  负载越重（冲突次数越多），等待时间的选择范围越大，再次发生冲突的可能性越小

2.1CSMA/CD的效率

$T_prop$ = 以太网中任意两个节点之间传播延迟的最大值
$t_trans$ = 最长帧的传输时间
在以下情况下，以太网的效率趋近于1：
- $T_prop$ 趋近于 0，或
- $t_trans$ 趋向于无穷

结论：应控制以太网的规模

2.2（3）轮流MAC协议

轮询
- 主节点轮流“邀请”从节点发送，邀请到的从节点允许发送
缺点:
- 引入轮询延迟
- 单点失效（主节点）
令牌传递
- 网络中有一个令牌，按预定顺序在节点间传递
- 获得令牌的节点可以发送
- 发送完数据后释放令牌
缺点：
- 令牌传递延迟
- 单点失效（令牌）

2.3MAC协议小结

按照时间、频率、编码划分信道：
- 时分多址、频分多址、码分多址
随机接入：
- 纯ALOHA, S-ALOHA（ALOHA网络）
- CSMA/CD（早期以太网）
- CSMA/CA（802.11）（第7章）
轮流访问：
- 中心节点轮询（蓝牙）
- 令牌传递（FDDI、IBM令牌环、令牌总线）

2.4MAC协议比较

信道划分MAC协议:
重负载下高效：没有冲突，节点公平使用信道
轻负载下低效：即使只有一个活跃节点也只能使用1/N的带宽
随机接入MAC协议：
轻负载时高效：单个活跃节点可以使用整个信道
重负载时低效：频繁发生冲突，信道使用效率低
轮流协议（试图权衡以上两者）：
按需使用信道（避免轻负载下固定分配信道的低效）
消除竞争（避免重负载下的发送冲突）

3.局域网、城域网和广域网

局域网LAN（Local Area Network）
将小范围内的计算机及外设连接起来的网络，范围在几公里以内，通常为个人或机构所有
城域网MAN（Metropolitan Area Network ）
通常覆盖一个城市的范围（几十公里），要能支持数据、音频和视频在内的综合业务，服务质量好，支持用户数量多
广域网WAN（Wide Area Network）
通常覆盖一个国家或一个洲（一百公里以上），规模和容量可任意扩大

3.1链路层编址

每个适配器有一个MAC地址

3.2 MAC地址类型

帧的目的MAC地址有三种类型：
- 单播地址：适配器的MAC地址，地址最高比特为0
- 多播地址：标识一个多播组的逻辑地址，地址最高比特为1
- 广播地址：ff:ff:ff:ff:ff:ff
网络适配器仅将发送给本节点的帧交给主机：
- 目的地址为适配器MAC地址的单播帧
  所有广播帧
- 指定接收的多播帧
若将适配器设置成混收模式，适配器将收到的所有帧交给主机

3.3MAC地址和IP地址

世界上先有MAC地址，后有IP地址
在TCP/IP（互联网）出现之前，只使用MAC地址在单个的物理网络中寻址
为什么有了MAC地址，还需要IP地址？
- MAC地址是扁平结构的，无法在因特网范围内快速确定接口的位置
- IP地址是有结构的，可以在因特网范围内快速确定网络接口的位置
IP地址与MAC地址没有固定的关联关系：
- MAC地址与网卡绑定，与节点在哪个子网无关
- IP地址与所在子网有关，与网卡没有关系

3.4如何将数据报发送到下一跳？

当发送节点A、接收节点B位于同一个物理网络上时，数据报可从A直接交付给B：
- A的网络层将数据报、B的MAC地址交给数据链路层
- A的数据链路层将数据报封装在一个链路层帧中，帧的目的地址=B的MAC地址
- B的适配器收到帧，根据目的MAC地址判断是发给本机的，取出数据报交给网络层
问题：
- A的网络层如何得知B的MAC地址？

4. 地址解析（Address Resolution）

问题：已知IP地址，如何得到对应的MAC地址？
静态映射IP地址-MAC地址的缺点：
- 主机每次使用的IP地址可能不同（DHCP）
- 主机可能更换网卡
地址解析协议（ARP）用于动态获得IP地址-MAC地址映射，其基本思想是：
- 若节点A希望获得节点B的MAC地址，节点A广播B的IP地址（地址解析请求）
- 节点B用自己的MAC地址进行响应

4.1ARP报文格式

硬件类型：硬件接口类型。对于以太网，该值为“1”。
协议类型：高层协议地址类型。对于IP地址，该值为080016。
操作：ARP请求为1，ARP响应为2
在以太网上，ARP报文封装在以太帧中传输

4.2地址解析的过程

A想知道B的MAC地址：
- A构造一个ARP请求，在发送方字段填入自己的MAC地址和IP地址，在目标字段填入B的IP地址
- A将ARP请求封装在广播帧中发送
- 每个收到ARP请求的节点用目标IP地址与自己的IP地址比较，地址相符的节点进行响应（B响应）
- B构造一个ARP响应，交换发送方与目标字段内容，在发送方硬件地址字段填入自己的MAC地址，修改操作字段为2
- B将ARP响应封装在单播帧（目的地址为A的MAC地址）中发送
- 举例：
  - IP地址为 $130.23.43.20$ 、物理地址为 $\\textoxB23455102210$ 的主机，要获得IP地址为 $130.23.43.25$ 的主机的MAC地址

4.3改进ARP的措施：ARP缓存

每个节点在内存中维护一个地址映射（绑定）表，称ARP缓存
每次发送数据报前先查询ARP缓存，若找不到则发送ARP请求，并在收到ARP响应后将地址映射缓存起来
ARP缓存中的信息，在超时（一般为15～20分钟）后删除

4.4改进ARP的措施：主动学习

从ARP请求中获取地址绑定信息：
- 每个节点可以收到全部的ARP请求报文，可将发送节点的地址映射缓存到自己的ARP表中
节点在启动时自动广播自己的地址映射：
- 节点A在启动时主动广播一个ARP请求，在目标字段内填入自己的IP地址
- 收到ARP请求的节点将A的地址映射缓存起来
- 若A收到ARP响应，报告IP地址重复错误

4.5数据报如何从源主机到达目的主机

数据报从A经过R到达B：

- 根据转发表，A知道下一跳为111.111.111.110（R-1）
- 根据转发表，R知道B从其端口R-2直接可达

4.6 重要的知识点

为什么有了MAC地址，还需要IP地址？
地址解析：
- ARP过程，ARP缓存
分组逐跳转发的过程：
- 仔细梳理源主机、路由器、目的主机上分别进行了什么操作，分组是如何逐跳地从源主机经路由器到达目的主机的

5. 以太网

第一个广泛应用的局域网技术，也是目前占主导地位的有线局域网技术
与其它的局域网技术相比，技术简单、成本低
为提高速率，以太网技术不断演化和发展
速率持续提高：10 Mbps -> 100Mbps -> 1Gbps -> 10 Gbps -> 40Gbps -> 100Gbps -> …

5.1总线拓扑：共享式以太网

总线（1970s中期）：
- 以同轴电缆作为共享传输媒体（总线）
- 所有节点通过特殊接口连接到这条总线上
集线器（1990s后期）：
- 一个物理层中继器，从一个端口进入的物理信号（光，电），放大后立即从其它端口输出
- 集线器相当于共享电缆

5.2星型拓扑：交换式以太网

交换机（21世纪早期）：
- 主机通过双绞线或光纤连接到交换机
- 主机与交换机之间为全双工链路
- 交换机在端口之间存储转发帧（链路层设备）
交换式以太网不会产生冲突，不需使用CSMA/CD协议！
星型拓扑：
- 各节点仅与中心节点直接通信，各节点之间不直接通信
- 不同于基于hub的星型连接

5.3以太帧结构

Preamble（前导码）:
- 7个10101010字节，后跟一个10101011字节，用于在发送方和接收方之间建立时钟同步
- 一般不计入以太帧的长度
Dest.Address/Src Address：目的/源MAC地址
Type（2字节）: 指出Data所属的高层协议（如IP、ARP等），每个协议有一个编号
Data：46～1500字节，不足46字节填充至46字节
CRC（4字节）: 对dest addr.、src addr.、type和data四个字段计算得到的CRC码

5.4无连接、不可靠的数据传输

无连接:
- 发送方网卡与接收方网卡之间没有握手
不可靠:
- 接收方网卡不发送确认
- 接收方网卡丢弃CRC错误的帧
- 依靠上层协议（TCP或应用）进行错误恢复

5.5为什么有最小帧长的要求？

CSMA/CD协议规定，发送方仅在发送的过程中检测冲突；为保证在发送结束前检测到冲突，帧的发送时间必须足够长：
- 节点检测冲突需要时间
- 假设信号在相距最远的两个适配器之间的往返延迟为2τ，则帧的发送时间不应小于2τ，即帧的最小长度≧链路速率×2τ
为什么最小帧长为64字节（不包括前导码）：
- 根据早期以太网的最大直径（2500米）和数据速率（10Mbps）计算得到

6. 802.3以太网标准: 链路层 & 物理层

历史上出现过许多不同的以太网技术：
- 链路层相同：MAC协议，帧格式，帧处理
- 物理层不同：
  - 传输媒体: 光纤，同轴电缆，双绞线
  - 数据速率: 如10Mbps, 100 Mbps, 1Gbps, …
  - 物理层编码方式
所有这些以太网技术由IEEE 802.3工作组标准化，形成IEEE 802.3标准族
10Mbps以太网（早期以太网）
1. 10Base-5：
  - 基带同轴电缆（粗），每段电缆最大长度500米
2. 10Base-2：
  - 基带同轴电缆（细），每段电缆最大长度约200米
3. 10Base-T
  - 3类双绞线和集线器，双绞线最大长度100米
4. 10Base-F
  - 多模光纤和集线器，光纤最大长度2000米
5. 仅能使用光纤/双绞线，以及集线器/交换机
6. 100Base-TX（可使用集线器或交换机）：
  5类双绞线（2对），不超过100米
7. 100Base-T4 （可使用集线器或交换机）：
  3类双绞线（4对），不超过100米
8. 100Base-FX（只能使用交换机）：
  多模光纤（2条），不超过2000米
千兆、万兆以太网
- 使用交换机，并增加了对流量控制的支持
1. 1000Base-SX：
  - 多模光纤，不超过550米
2. 1000Base-LX：
  - 单模或多模光纤，不超过5000米
3. 1000Base-CX（很少用）：
  - 2对屏蔽双绞线，不超过25米
4. 1000Base-T：
  - 4对5类双绞线，不超过100米
5. 10GBase-T：
  - 只使用光纤，长距离用单模光纤，短距离用多模光纤

6.1 以太网交换机

链路层设备：
- 存储-转发帧：检查输入帧的MAC地址，有选择地将帧转发到一条或多条输出链路
对主机透明
- 交换机没有MAC地址，主机不需要了解有关交换机的任何信息，感觉不到交换机的存在
即插即用，自主学习
- 交换机不需要配置

6.2交换机如何转发？

Q: 交换机如何知道A’通过端口4可达，而B’通过端口5可达？
- A: 每个交换机内部有一张转发表，每个表项记录以下信息:
  MAC地址，去往该MAC地址的端口
Q: 转发表是如何建立和维护的？

6.3自主学习

交换机自主学习“哪个主机通过哪个端口可达”：
- 当一个帧到达时，交换机从源MAC地址了解到发送节点，从帧到来的端口了解到发送节点的位置（从该端口可达）
- 在转发表中记录发送节点和可达端口

6.4 帧的过滤和转发

6.4.1交换机收到帧的处理过程

用帧的目的地址查找转发表（转发决策）：
- 若目的地址所在端口 = 帧的进入端口，丢弃帧
- 若目的地址所在端口 ≠ 帧的进入端口，转发帧
- 若目的地址不在转发表中，扩散帧
用帧的源地址查找转发表（更新转发表）：
- 若找到地址，更新相应表项
- 若没有找到该地址，添加源地址和进入端口到转发表，设置表项的生存期为最大值
举例
1. 目的地址未知:
  - 扩散
2. 目的地址A已知:
  - 按照转发表转发

6.5 级联交换机

多个交换机也可以级联在一起，将更多或更大范围内的节点连接到一个网段中
- Q: 数据包要从A发往F，交换机S1如何知道应转发给S4，而S4如何知道应转发给S2？
  - A: 通过自主学习！（与单交换机情形相同）
举例：
- 假设C发送一个帧给I，I响应C：
- Q: 给出 S1, S2, S3, S4 中的转发表和包转发决策
- 解答：

6.6有环网络和生成树算法

实际的网络是有环网络：
- 实际网络不采用树状结构（可靠性不高），而是存在冗余链路，即网络中存在环
- 在有环的网络中扩散帧会造成冗余传输，且不能终止
解决方法（构造网络的生成树）：
- 在有环的物理网络上建立一个无环的网络拓扑（生成树），正常情况下只使用无环拓扑转发帧
IEEE 802.1D标准化了构造生成树的分布式算法：
- 首先选举具有最小序列号的交换机作为生成树的根
- 按照根到各个交换机的最短路径构造生成树
- 只有位于生成树中的交换机可以在属于生成树的边上发送
- 当有节点或链路发生故障时，重新计算一个无环拓扑

6.7交换机 vs. 路由器

交换机工作于链路层，根据MAC地址存储转发帧
路由器工作于网络层，根据IP地址存储转发数据报
交换机不能连接异构链路（即MAC协议不同的网络），因为交换机只是按原样转发帧
路由器可以连接异构链路，因为路由器需重新封装链路层帧
交换机不能阻断广播帧的传播：
- 交换机只能学习到单播MAC地址，所有广播帧都会扩散发送
- 通过交换机连接的所有主机在同一个广播域中
路由器可以阻断广播帧的传播：
- 路由器根据IP地址转发包（看不到MAC地址）
- 每个路由器端口是一个独立的广播域
冲突域：
- 共享同一条广播链路的主机集合
- 任何一个主机发送的帧（各种帧），可被冲突域中的其它主机接收到
广播域：
- 广播帧能够到达的主机集合
- 广播风暴：广播帧在网络中大量传播，消耗大量资源

6.8 三层交换机和路由器

路由器可分隔二层网络，但转发速度慢、成本高
三层交换机：
- 具有部分路由功能、又有二层转发速度的交换机
- 专为加快大型局域网内部的数据交换而设计
- 但在安全、协议支持等方面不如专业路由器
机构网络中三层交换机和路由器的使用：
- 三层交换机：通常用在机构网络的核心层，连接不同的子网或虚拟局域网（每个虚拟局域网是一个独立的子网）
- 专业路由器：连接机构网络与外网

6.9三层交换机为什么快？

路由器转发IP包的过程：
- 用目的IP地址查找转发表，获得下一跳IP地址及端口
- 利用ARP获得下一跳MAC地址
- 用下一跳MAC地址构造链路层帧，发送
三层交换机转发IP包的过程：
- 将以上第1、第2步的结果缓存起来（以目的IP地址为索引，哈希表）
- 用目的IP地址查找缓存（一次精确匹配）：
  1. 若命中，直接用下一跳MAC地址构造链路层帧，发送
  2. 若未命中，执行以上第1、2、3步
三层交换机转发速度快的原因：
- 一次选路，多次转发

6.9.1 网络连通

6.10 两级编址

两级编址: IP网络，物理网络
IP层提供统一的网络视图：地址，包格式
底层可以是任意的物理网络：
- cable
- satellite
- 56K telephone modem
- today: ATM, MPLS
- …
物理网络对于IP层是不可见的，对于IP来说物理网络只是一条虚拟链路而已！

总结

数据链路层服务原理：
- 差错检测与纠正
- 共享广播信道：多址技术
- 链路层编址，ARP
链路层技术实例：
- 以太网
综合: a day in the life of a web request

以上是关于知识点回顾(自顶向下)的主要内容，如果未能解决你的问题，请参考以下文章

数据链路层

知识点回顾(自顶向下)