【网络篇】计算机网络——链路层详述（笔记）

我们将运行链路层协议（即 第 2 层）的任何设备均称为 节点（node） 。节点包括 主机、路由器、交换机和 WiFi 接人点。 我们也把沿着通信路径连接相邻节点的通信信道称为 链路（link） 。为了将一个数据报从源主机传输到目的主机，数据报必须通过沿端到端路径上的各段链路传输。

举例来说，在如下图中的公司网络中，考虑从无线主机之一向服务器之一发送一个数据报。该数据报将实际通过 6 段链路：发送主机与 WiFi 接人点之间的 WiFi 链路，接入点和链路层交换机之间的以太网链路，链路层交换机与路由器之间的链路，两台路由器之间的链路，最后是交换机和服务器之间的以太网链路。

在通过特定的链路时，传输节点将数据报封装在链路层帧中，并将该帧传送到链路中。

这里考虑一个交通运输的类比例子。

假如一个旅行社计划为游客开辟从美国新泽西州的普林斯顿到瑞士洛桑的旅游路线。假定该旅行社认为对于游客而言最为便利的方案是：从普林斯顿乘豪华大轿车到 JFK 机场，然后乘飞机从 JFK 机场去日内瓦机场，最后乘火车从日内瓦机场到洛桑火车站。一旦该旅行社作了这 3 项预定，普林斯顿豪华大轿车公司将负责将游客从普林斯顿带到 JFK，航空公司将负责将游客从 JFK 带到日内瓦，瑞土火车服务将负责将游客从日内瓦带到洛桑。

该 旅程中 3 段中的每一段都在两个 "相邻" 地点之间是 "直达的" 。注意到 ++这 3 段运输是由不同的公司管理，使用了完全不同的运输方式（豪华大轿车、飞机和火车）++。尽管运输方式不同，但它们都提供了将旅客从一个地点运输到相邻地点的基本服务。

在这个运输类比中，++一个游客好比一个数据报，每个运输区段好比一条链路，每种运输方式好比一种链路层协议，而该旅行社好比一个路由选择协议++。

2. 链路层提供的服务

（1）成帧（framing）

在每个网络层数据报经链路传送之前，几乎所有的链路层协议都要将其用链路层帧封装起来。

一个帧由一个数据字段和若干首部字段组成，其中网络层数据报就插在数据字段中。帧的结构由链路层协议规定。

（2）链路接入

媒体访问控制（Medium Access Control，MAC）协议规定了帧在链路上传输的规则。

对于在链路的一端仅有一个发送方、链路的另一端仅有一个接收方的点对点链路，MAC 协议比较简单（或者不存在），即 无论何时链路空闲，发送方都能够发送帧 。更有趣的情况是当多个节点共享单个广播链路时，即所谓 多路访问问题 ，这里，MAC 协议用于协调多个节点的帧传输。

（3）可靠交付

当链路层协议提供可靠交付服务时，它保证无差错地经链路层移动每个网络层数据报。

某些运输层协议（例如 TCP）也提供可靠交付服务。与运输层可靠交付服务类似，链路层的可靠交付服务通常是通过确认和重传取得的。

链路层可靠交付服务通常用于易于产生 高差错率的链路，例如无线链路，其目的是本地（也就是在差错发生的链路上）纠正一个差错，而不是通过运输层或应用层协议迫使进行端到端的数据重传。

然而，对于 低比特差错的链路，包括光纤、同轴电缆和许多双绞铜线链路，链路层可靠交付可能会被认为是一种不必要的开销。由于这个原因，许多有线的链路层协议不提供可靠交付服务。

（4）差错检测和纠正

当帧中的一个比特作为 1 传输时，接收方节点中的链路层硬件可能不正确地将其判断为 0，反之亦然。

这种比特差错是由信号衰减和电磁噪声导致的。因为没有必要转发一个有差错的数据报，所以许多链路层协议提供一种机制来检测这样的比特差错。通过让发送节点在帧中包括差错检测比特，让接收节点进行差错检查，以此来完成这项工作。

因特网的运输层和网络层也提供了有限形式的差错检测，即因特网检验和。链++路层的差错检测通常更复杂，并且用硬件实现。++

差错纠正类似于差错检测，区别在于接收方不仅能检测帧中出现的比特差错，而且能够准确地确定帧中的差错出现的位置（并因此纠正这些差错）。

3. 链路层的实现

链路层的主体部分是在 网络适配器（networkadapter） 中实现的，网络适配器有时也称为网络接口卡（Network Interface Card， NIC） 。位于网络适配器核心的是 链路层控制器 ，该控制器通常是一个 实现了许多链路层服务（成帧、链路接人、差错检测等）的专用芯片。因此，链路层控制器的许多功能是用硬件实现的。

在 发送端 ，控制器取得了由协议栈较高层生成并存储在主机内存中的数据报，++在链路层帧中封裝该数据报（填写该帧的各个字段），然后遵循链路接人协议将该帧传进通信链路中。++
在 接收端 ，++控制器接收了整个帧，抽取出网络层数据报。++ 如果链路层执行差错检测，则需要发送控制器在该帧的首部设置差错检测比特，由接收控制器执行差错检测。

上图显示了与主机总线（例如一条 PCI 或 PCI-X 总线）连接的 网络适配器，这里它看起来非常像与其他主机组件连接的任何其他 I/O 设备。

图中还显示了 **尽管大部分链路层是在硬件中实现的，但部分链路层是在运行于主机 CPU 上的软件中实现的。**链路层的软件组件实现了高层链路层功能，如组装链路层寻址信息和激活控制器硬件。

在接收端，链路层软件响应控制器中断（例如，由于一个或多个帧的到达），处理差错条件和将数据报向上传递给网络层。 所以，链路层是硬件和软件的结合体，即此处是协议栈中软件与硬件交接的地方。

二、多路访问链路和协议

1. 综述

有两种类型的网络链路：点对点链路和广播链路。

点对点链路（point-to-point link） 由 ++链路一端的单个发送方和链路另一端的单个接收方组成。++许多链路层协议都是为点对点链路设计的，如点对点协议（point- to-point protocol，PPP）和高级数据链路控制（high-level data link control，HDLC）就是两种这样的协议。

第二种类型的链路是 广播链路（broadcast link） ，它能够 ++让多个发送和接收节点都连接到相同的、单一的、共享的广播信道上++ **。**这里使用术语 "广播" 是因为当任何一个节点传输一个帧时，信道广播该帧，每个其他节点都收到一个副本。

先研究一个对链路层很重要的问题：++如何协调多个发送和接收节点对一个共享广播信道的访问++ ，这就是 多路访问问题（multiple access problem） 。广播信道通常用于 局域网中，局域网是一个地理上集中在一座建筑物中（或者在一个公司，或者在大学校园）的网络。

计算机网络广播信道上的节点既能够发送也能够接收。

举个例子，许多读者都很熟悉的地方，即一间教室，在那里老师们和同学们同样共享相同的、单一的广播媒体。在这个例子中，一个中心问题是确定谁以及在什么时候获得说话权力（也就是向信道传输）。作为人类，为了共享这种广播信道，我们已经演化得到了一个精心设计的协议集了：

"给每个人一个讲话的机会。"

"该你讲话时你才说话。"

"不要一个人独占整个谈话。"

"如果有问题请举手。"

"当有人讲话时不要打断。"

'当其他人讲话时不要睡觉。"

计算机网络有类似的协议，也就是所谓的 多路访问协议（multiple access protocol） ，即
++节点通过这些协议来规范它们在共享的广播信道上的传输行为++。

下图中，在各种各样的网络环境下需要多路访问协议，包括有线和无线接入网，以及卫星网络。尽管从技术上讲每个节点通过它的适配器访问广播信道，但在这里，我们将把节点作为发送和接收设备。在实践中，++数以百计或者甚至数以千计个节点能够通过一个广播信道直接通信++。

因为所有的节点都能够传输帧，所以多个节点可能会同时传输帧。当发生这种情况时，所有节点同时接到多个帧 ；这就是说，传输的帧在所有的接收方处 **碰撞（collide）**了。

通常，当碰撞发生时，没有一个接收节点能够有效地获得任何传输的帧；在某种意义下，碰撞帧的信号纠缠在一起。因此，**++涉及此次碰撞的所有帧都丢失了，在碰撞时间间隔中的广播信道被浪费了。++**显然，如果许多节点要频繁地传输帧，许多传输将导致碰撞，广播信道的大量带宽将被浪费掉。

当多个节点处于活跃状态时，为了确保广播信道执行有用的工作，以某种方式协调活跃节点的传输 是必要的。这种协调工作由 多路访问协议 负责。

我们能够将任何多路访问协议划分为 3 种类型之一：信道划分协议（channel partitioning proto-col）、随机接入协议（random access protocol）和轮流协议（taking-turns protocol）。

在理想情况下，对于速率为 R bps 的广播信道，多路访问协议应该具有以下所希望的特性：

1）++当仅有一个节点发送数据时，该节点具有 R bps 的吞吐量++；

2）++当有 M 个节点发送数据时，每个节点吞吐量为 R/M bps++。这不必要求 M 个节点中的每一个节点总是有 R/M 的瞬间速率，而是每个节点在一些适当定义的时间间隔内应该有 R/M 的平均传输速率。

3）协议是分散的；这就是说 ++不会因某主节点故障而使整个系统崩溃++。

4）协议是简单的，使实现不昂贵。

2. 协议划分

（1）信道划分协议

时分多路复用（TDM）和频分多路复用（FDM） 是两种 能够用于在所有共享信道节点之间划分广播信道带宽的技术。

举例来说，假设一个支持 N 个节点的信道且信道的传输速率为 R bps。TDM 将时间划分为时间帧（timeframe） ，并进一步划分每个时间帧为 N 个 时隙（slot） 。（不应当把 TDM 时间帧与在发送和接收适配器之间交换的链路层数据单元相混淆，后者也被称为帧。为了减少混乱，这里将链路层交换的数据单元称为分组。）

然后把每个时隙分配给 N 个节点中的一个。无论何时某个节点在有分组要发送的时候，它在循环的 TDM 帧中指派给它的时隙内传输分组比特。通常，**选择的时隙长度应使一个时隙内能够传输单个分组。**下图表示一个简单的 4 个节点的 TDM 例子。

TDM 消除了碰撞而且非常公平：每个节点在每个帧时间内得到了专用的传输速率 R/N bps。然而它有两个主要缺陷：

节点被限制于 R/N bps 的平均速率，即使当它是唯一有分组要发送的节点时。

节点必须总是等待它在传输序列中的轮次，即我们再次看到，即使它是唯一一个有帧要发送的节点。

TDM 在时间上共享广播信道，而 FDM 将 R bps 信道划分为不同的频段（每个频段具有 R/N 带宽），并把每个频率分配给 N 个节点中的一个。因此 FDM 在单个较大的 R bps 信道中创建了 N 个较小的 R/N bps 信道。

FDM 也有 TDM 同样的优点和缺点。 它避免了碰撞，在 N 个节点之间公平地划分了带宽。然而，FDM 也有 TDM 所具有的主要缺点，也就是 限制一个节点只能使用 R/N 的带宽，即使当它是唯一一个有分组要发送的节点时。

（2）随机接入协议

在随机接人协议中，一个传输节点总是以信道的全部速率（即 R bps）进行发送。当有碰撞时，涉及碰撞的每个节点反复地重发它的帧（也就是分组），到该帧无碰撞地通过为止。

但是当一个节点经历一次碰撞时，它不必立刻重发该帧。相反，它在重发该帧之前等待一个随机时延。涉及碰撞的每个节点独立地选择随机时延。

因为该随机时延是独立地选择的，所以下述现象是有可能的：这些节点之一所选择的时延充分小于其他碰撞节点的时延，并因此能够无碰撞地将它的帧在信道中发出。

（3）轮流协议

多路访问协议的两个理想特性是：① 当只有一个节点活跃吋，该活跃节点具有 R bps 的吞吐量；② 当有 M 个节点活跃时，每个活跃节点的吞吐量接近 R/M bps。
第一种轮流协议是 轮询协议（polling protocol） 。这种协议要求这些节点之一要被指定为主节点。主节点以循环的方式 **轮询（poll）**每个节点。

特别的，主节点首先向节点 1 发送一个报文，告诉它（节点1）能够传输的帧的最多数量。
在节点 1 传输了某些帧后，主节点告诉节点 2 它（节点 2）能够传输的帧的最多数量。（++主节点能够通过观察在信道上是否缺乏信号，来决定一个节点何时完成了帧的发送++）
上述过程以这种方式继续进行，主节点以循环的方式轮询了每个节点。

轮询协议消除了困扰随机接入协议的碰撞和空时隙，这使得轮询取得高得多的效率。但是它也有一些缺点：

第一个缺点是该协议引入了轮询时延，即通知一个节点 "它可以传输" 所需的时间。例如，如果只有一个节点是活跃的，那么这个节点将以小于 R bps 的速率传输，因为每次活跃节点发送了它最多数量的帧时，主节点必须依次轮询每一个非活跃的节点。

第二个缺点可能更为严重，就是如果主节点有故障，整个信道都变得不可操作。

第二种轮流协议是 令牌传递协议（token-passing protocol） 。在这种协议中没有主节点。一个称为 **令牌（token）**的小的特殊帧在节点之间以某种固定的次序进行交换。

例如，节点 1 可能总是把令牌发送给节点 2，节点 2 可能总是把令牌发送给节点 3，而节点 N 可能总是把令牌发送给节点 1。当一个节点收到令牌时，仅当它有一些帧要发送时，它才持有这个令牌；否则，它立即向下一个节点转发该令牌。

当一个节点收到令牌时，如果它确实有帧要传输，它发送最大数目的帧数，然后把令牌转发给下一个节点。

令牌传递是分散的，并有很高的效率。但是它也有自己的一些问题。

例如，++一个节点的故障可能会使整个信道崩溃++ 。或者 ++如果一个节点偶然忘记了释放令牌，则必须调用某些恢复步骤使令牌返回到循环中来++。

三、交换局域网

1. 链路层寻址和 ARP

（1）MAC 地址

事实上，并不是主机或路由器具有链路层地址，而是 ++它们的适配器（即网络接口）具有链路层地址。++

因此，具有多个网络接口的主机或路由器将具有与之相关联的多个链路层地址，就像它也具有与之相关联的多个 IP 地址一样。

注意的，链路层交换机并不具有与它们的接口（这些接口是与主机和路由器相连的）相关联的链路层地址。 这是因为 ++链路层交换机的任务是在主机与路由器之间承载数据报++；交换机透明地执行该项任务，这就是说，主机或路由器不必明确地将帧寻址到其间的交换机。下图中说明了这种情况。

链路层地址有各种不同的称呼：LAN 地址（LAN address）、物理地址（physicaladdress）或 MAC 地址（MAC address）。

对于大多数局域网（包括以太网和 802.11 无线局域网）而言，MAC 地址长度为 6 字节，共有个可能的 MAC 地址。这些 6 个字节地址通常用十六进制表示法，地址的每个字节被表示为一对十六进制数。

尽管 MAC 地址被设计为永久的，但用软件改变一块适配器的 MAC 地址现在是可能的。

MAC 地址的一个有趣性质是没有两块适配器具有相同的地址。特别是，当一个公司要生产适配器时，它支付象征性的费用购买组成个地址的一块地址空间。

IEEE 分配这块个地址的方式是：固定一个 MAC 地址的前 24 比特，让公司自己为每个适配器生成后 24 比特的唯一组合。

适配器的 MAC 地址具有扁平结构（这与层次结构相反），而且不论适配器到哪里用都不会变化。带有以太网接口的便携机总具有同样的 MAC 地址，无论该计算机位于何方。具有802.11 接口的一台智能手机总是具有相同的 MAC 地址，无论该智能手机到哪里。

++与之形成对照的是，IP 地址具有层次结构（即一个网络部分和一个主机部分），而且当主机移动时，主机的 IP 地址需要改变，即改变它所连接到的网络。++

适配器的 MAC 地址与人的社会保险号相似，后者也具有扁平寻址结构，而且无论人到哪里该号码都不会变化。IP 地址则与一个人的邮政地址相似，它是有层次的，无论何时当人搬家时，该地址都必须改变。就像一个人可能发现邮政地址和社会保险号都有用那样，一台主机具有一个网络层地址和一个 MAC 地址是有用的。

当某适配器要向某些目的适配器发送一个帧时，发送适配器将目的适配器的 MAC 地址插人到该帧中，并将该帧发送到局城网上。

一台交换机偶尔将一个入帧广播到它的所有接口，因此一块适配器可以接收一个并非向它寻址的帧。这样，++当适配器接收到一个帧时，将检查该帧中的目的 MAC 地址是否与它自己的 MAC 地址匹配。如果匹配，该适配器提取出封装的数据报，并将该数据报沿协议栈向上传递。如果不匹配，该适配器丢弃该帧，而不会向上传递该网络层数据报。++ 所以，仅当收到该帧时，才会中断目的地。

然而，有时某发送适配器的确要让局域网上所有其他适配器来接收并处理它打算发送的帧。在这种情况下，发送适配器在该帧的目的地址字段中插入一个特殊的 MAC 广播地址（broadeast address） 。对于使用 6 字节地址的局域网（例如以太网和 802.11）来说，广播地址是 48 个连续的 1 组成的字符串（即以十六进制表示法表示的 FF-FF-FF-FF-FF-FF）。

（2）地址解析协议（ARP）

因为存在网络层地址（例如，因特网的 IP 地址）和链路层地址（即 MAC 地址），所以需要在它们之间进行转换。对于因特网而言，这是 **地址解析协议（Address ResolutionProtocol, ARP）**的任务。

举个例子，每台主机和路由器有一个单一的 IP 地址和单一的 MAC 地址。与以往一样，IP 地址以点分十进制表示法表示，MAC 地址以十六进制表示法表示。++现在假设 IP 地址为 222.222.222.220 的主机要向主机 222.222.222.222 发送 IP 数据报。++

在本例中，源和目的均位于相同的子网 中。为了发送数据报，该源必须要向它的适配器不仅提供 IP 数据报，而且要提供目的主机 222.222.222.222 的 MAC 地址。然后发送适配器将构造一个包含目的地的 MAC 地址的链路层帧，并把该帧发送进局域网。

在这里的重要问题是，发送主机如何确定 IP 地址为 222.222.222.222 的目的主机的 MAC 地址呢？

这里使用 ARP。++在发送主机中的 ARP 模块将取在相同局域网上的任何 IP 地址作为输人，然后返回相应的 MAC 地址。++

在这个例子中，发送主机 222.222.222.220 向它的 ARP 模块提供了 IP 地址 222.222.222.222，并且其 ARP 模块返回了相应的 MAC 地址 49-BD-D2-C7-56-2A。因此我们看到了 ARP 将一个 IP 地址解析为一个 MAC 地址。

在很多方面它和 DNS 类似，DNS 将主机名解析为 IP 地址。然而，这两种解析器之间的一个重要区别是，DNS 为在因特网中任何地方的主机解析主机名，而 ARP 只为在同一个子网上的主机和路由器接口解析 IP 地址。

如果美国加利福尼亚州的一个节点试图用 ARP 为美国密西西比州的一个节点解析 IP 地址，ARP 将返回一个错误。

它是如何工作的呢？

每台主机或路由器在其内存中具有一个 ARP 表（ARP table） ，这张表包含 IP 地址到 MAC 地址的映射关系。下图显示了在主机 222.222.222.220 中可能看到的 ARP 表中的内容。该 ARP 表也包含一个 **寿命（TTL）**值，它指示了从表中删除每个映射的时间。注意到这张表不必为该子网上的每台主机和路由器都包含一个表项；某些可能从来没有进入到该表中，某些可能已经过期。从一个表项放置到某 ARP 表中开始，一个表项通常的过期时间是 20 分钟。

现在假设主机 222.222.222.220 要发送一个数据报，该数据报要 IP 寻址到本子网上另一台主机或路由器。

发送主机需要获得给定 IP 地址的目的主机的 MAC 地址。如果发送方的 ARP 表具有该目的节点的表项，这个任务是很容易完成的。但如果 ARP 表中当前没有该目的主机的表项，又该怎么办呢？

特别的，假设 222.222.222.220 要向 222.222.222.222 发送数据报。在这种情况下，发送方用 ARP 协议来解析这个地址。

首先，发送方构造一个称为ARP 分组（ARP packet） 的特殊分组。一个 ARP 分组有几个字段，包括发送和接收 IP 地址及 MAC 地址。ARP 查询分组和响应分组都具有相同的格式。ARP 查询分组的目的是询问子网上所有其他主机和路由器，以确定对应于要解析的 IP 地址的那个 MAC 地址。

222.222.222.220 向它的适配器传递一个 ARP 查询分组，并且指示适配器应该用 MAC 广播地址（即 FF-FF-FF-FF-FF-FF）来发送这个分组。适配器在链路层帧中封装这个 ARP 分组，用广播地址作为帧的目的地址，并将该帧传输进子网中。

使用社会保险号 / 邮政地址进行类比，一次 ARP 查询等价于一个人在某公司（比方说 AnyCorp）一个拥挤的房间大喊："邮政地址是加利福尼亚州帕罗奥图市 AnyCorp 公司 112 房间13 室的那个人的社会保险号是什么？"

包含该 ARP 查询的帧能被子网上的所有其他适配器接收到，并且每个适配器都把在该帧中的 ARP 分组向上传递给 ARP 模块。这些 ARP 模块中的每个都检查它的 IP 地址是否与 ARP 分组中的目的 IP 地址相匹配。++与之匹配的一个给查询主机发送回一个带有所希望映射的响应 ARP 分组++。

然后查询主机 222.222.222.220 能够更新它的 ARP 表，并发送它的 IP 数据报，该数据报封装在一个链路层帧中，并且该帧的目的 MAC 就是对先前 ARP 请求进行响应的主机或路由器的 MAC 地址。

注意：

首先，查询 ++ARP 报文是在广播帧中发送的，而响应 ARP 报文在一个标准帧中发送++ 。其次，ARP 是即插即用的，这就是说，一个 ARP 表是自动建立的，即它不需要系统管理员来配置。并且如果某主机与子网断开连接，它的表项最终会从留在子网中的节点的表中删除掉。

ARP 是一个链路层协议还是一个网络层协议呢？

如我们所看到的那样，一个 ARP 分组封装在链路层帧中，因而在体系结构上位于链路层之上。然而，一个 ARP 分组具有包含链路层地址的字段，因而可认为是 链路层协议 ，但它也包含网络层地址，因而也可认为是为 网络层协议。

所以，可能最好把 ARP 看成是跨越链路层和网络层边界两边的协议。

（3）发送数据报到子网外

当子网中的某主机要向子网之外（也就是跨越路由器的另一个子网）的主机发送网络层数据报的情况。下图显示了一个由一台路由器互联两个子网所组成的简单网络。

每台主机仅有一个 IP 地址和一个适配器。但是，++一台路由器对它的每个接口都有一个 IP 地址。对路由器的每个接口，（在路由器中）也有一个 ARP 模块和一个适配器。++

上图中的路由器有两个接口，所以它有两个 IP 地址、两个 ARP 模块和两个适配器。当然，网络中的每个适配器都有自己的 MAC 地址。

还要注意到子网 1 的网络地址为 111.111.111/24，子网 2 的网络地址为 222.222.222/24。因此，与子网 1 相连的所有接口都有格式为 111.111.111.xxx 的地址，与子网 2 相连的所有接口都有格式为 222.222.222.xxx 的地址。

现在考察子网 1 上的一台主机将向子网 2 上的一台主机发送数据报。假设主机111.111.111.111 要向主机 222.222.222.222 发送一个 IP 数据报。

相同的，发送主机向它的适配器传递数据报。但是，发送主机还必须向它的适配器指示一个适当的目的 MAC 地址。

**该适配器应该使用什么 MAC 地址呢？**有人也许大胆猜测，这个适当的 MAC 地址就是主机 222.222.222.222 的适配器地址，即 49-BD-D2-C7-56-2A。然而，这个猜测是错误的！

如果发送适配器要用那个 MAC 地址，那么子网 1 上所有的适配器都不会费心将该 IP 数据报传递到它的网络层，因为该帧的目的地址与子网 1 上所有适配器的 MAC 地址都将不匹配。这个数据报将只有死亡。

为了使一个数据报从 111.111.111.111 到子网 2 上的主机，该数据报必须首先发送给路由器接口 111.111.111.110，它是通往最终目的地路径上的 第一跳路由器的 IP 地址。因此，对于该帧来说，适当的 MAC 地址是路由器接口 111.111.111.110 的适配器地址，即 E6-E9-00-17-BB-4B。

发送主机将通过 ARP 获得111.111.111.110 的 MAC 地址。一旦发送适配器有了这个 MAC地址，它创建一个帧（包含了寻址到 222.222.222.222 的数据报），并把该帧发送到子网 1 中。

在子网 1 上的路由器适配器看到该链路层帧是向它寻址的，因此把这个帧传递给路由器的网络层。

接下来要将该数据报从路由器移动到目的地。路由器现在必须决定该数据报要被转发的正确接口。这是通过查询路由器中的 转发表来完成的。转发表告诉这台路由器该数据报要通过路由器接口 222.222.222.220 转发。然后该接口把这个数据报传递给它的适配器，适配器把该数据报封裝到一个新的帧中，并且将帧发送进子网 2 中。

这时，该帧的目的 MAC 地址确实是最终目的地 MAC 地址。

路由器通过 ARP 获得这个目的地址的 MAC 地址。

2. 以太网

（1）以太网历史

Bob Metcalfe 和 David Boggs 在 20 世纪 70 年代中期发明初始的以太局域网。初始的以太局域网使用同轴电缆总线来互联节点。以太网的总线拓扑实际上从 20 世纪 80 年代到 90 年代中期一直保持不变。使用总线拓扑的以太网是一种广播局域网，即所有传输的帧传送到与该总线连接的所有适配器并被其处理。

到了 20 世纪 90 年代后期，大多数公司和大学使用一种基于集线器的星形拓扑以太网安装替代了它们的局域网。在这种安装中，主机（和路由器）直接用双绞对铜线与一台集线器相连。**集线器（hub）**是一种物理层设备，它作用于各个比特而不是作用于帧。

当表示一个 0 或一个 1 的比特到达一个接口时，集线器只是重新生成这个比特，将其能量强度放大，并将该比特向其他所有接口传输出去。因此，**采用基于集线器的星形拓扑的以太网也是一个广播局域网，即无论何时集线器从它的一个接口接收到一个比特，它向其所有其他接口发送该比特的副本。**特别的，如果某集线器同时从两个不同的接口接收到帧，将出现一次碰撞，生成该帧的节点必须重新传输该帧。

在 21 世纪初，以太网又经历了一次重要的革命性变化。以太网安装继续使用星形拓扑，但是位于中心的集线器被 交换机（switch） 所替代。交换机不仅是 "无碰撞的"，而且也是名副其实的存储转发分组交换机；但是与运行在高至第三层的路由器不同，交换机仅运行在第二层。

（2）以太网帧结构

考虑从一台主机向另一台主机发送一个 IP 数据报，且这两台主机在相同的以太局域网上。（尽管以太网帧的负载是一个 IP 数据报，但我们注意到以太网帧也能够承载其他网络层分组）

设发送适配器（即适配器 A）的 MAC 地址是 AA-AA-AA-AA-AA-AA，接收适配器（即适配器 B）的 MAC 地址是 BB-BB-BB-BB-BB-BB。发送适配器在一个以太网帧中封装了一个 IP 数据报，并把该帧传递到物理层。接收适配器从物理层收到这个帧，提取出 IP 数据报，并将该 IP 数据报传递给网络层。

① 数据宇段（46~1500 字节）

这个字段承载了 IP 数据报。以太网的 **最大传输单元（MTU）**是 1500 字节。这意味着如果 IP 数据报超过了 1500 字节，则主机必须将该数据报分片。数据字段的最小长度是 46 字节。这意味着如果 IP 数据报小于 46 字节，数据报必须被填充到 46 字节。

当采用填充时，传递到网络层的数据包括 IP 数据报和填充部分。网络层使用 IP 数据报首部中的长度字段来去除填充部分。

② 目的地址（6 字节）

这个字段包含目的适配器的 MAC 地址，即 BB-BB-BB-BB-BB-BB。当适配器 B 收到一个以太网帧，帧的目的地址无论是 BB-BB-BB-BB-BB-BB，还是 MAC 广播地址，它都将该帧的数据字段的内容传递给网络层；如果它收到了具有任何其他 MAC 地址的帧，则丢弃之。

③ 源地址（6 字节）

这个字段包含了传输该帧到局域网上的适配器的 MAC 地址，在本例中为 AA-AA-AA-AA-AA-AA。

④ 类型字段（2 字节）

类型字段允许以太网复用多种网络层协议。主机能够使用除了 IP 以外的其他网络层协议。事实上，一台给定的主机可以支持多种网络层协议，以对不同的应用采用不同的协议。 因此，当以太网帧到达适配器 B，适配器 B 需要知道它应该将数据字段的内容传递给哪个网络层协议（即分解）。IP 和其他链路层协议（例如，Novell IPX 或 AppleTalk）都有它们各自的、标准化的类型编号。

此外，ARP 协议有自己的类型编号，并且如果到达的帧包含 ARP 分组（即类型字段的值为十六进制的 0806），则该 ARP 分组将被多路分解给 ARP 协议。

注意到该类型字段和网络层数据报中的协议字段、运输层报文段的端口号字段相类似；所有这些字段都是为了把一层中的某协议与上一层的某协议结合起来。

⑤ CRC （4 字节）

CRC（循环冗余检测）字段的目的是使得接收适配器（适配器 B）检测帧中是否引人了差错。

⑥ 前同步码（8 字节）

以太网帧以一个＆字节的前同步码（Preamble）字段开始。该前同步码的前 7 字节的值都是 10101010；最后一个字节是 10101011。

前同步码字段的前 3 字节用于 "唤醒" 接收适配器，并且将它们的时钟和发送方的时钟同步。

为什么这些时钟会不同步呢？

适配器 A 的目的是根据以太局域网类型的不同，分别以 10Mbps、100Mbps 或者 1Gbps 的速率传输帧。然而，没有什么是完美无缺的，因此适配器 A 不会以精确的额定速率传输帧；相对于额定速率总有一些漂移，局域网上的其他适配器不会预先知道这种漂移的。

接收适配器只需通过锁定前同步码的前 7 字节的比特，就能够锁定适配器 A 的时钟。前同步码的第 8 个字节的最后两个比特（第一个出现的两个连续的 1）警告适配器 B，"重要的内容" 就要到来了。

**所有的以太网技术都向网络层提供无连接服务。**这就是说，当适配器 A 要向适配器 B 发送一个数据报时，适配器 A 在一个以太网帧中封装该数据报，并且把该帧发送到局域网上，没有先与适配器 B 握手。这种第二层的无连接服务类似于 IP 的第三层数据报服务和 UDP 的第四层无连接服务。

**以太网技术都向网络层提供不可靠服务。**特别的，当适配器 B 收到一个来自适配器 A 的帧，它对该帧执行 CRC 校验，但是当该帧通过 CRC 校验时它既不发送确认帧；而当该帧没有通过 CRC 校验时它也不发送否定确认帧。

++当某帧没有通过 CRC 校验，适配器 B 只是丢弃该帧++ 。因此，适配器 A 根本不知道它传输的帧是否到达了 B 并通过了 CRC 校验。（在链路层）缺乏可靠的传输有助于使得以太网简单和便宜。但是它也意味着传递到网络层的数据报流能够有间隙。

如果由于丢弃了以太网帧而存在间隙，主机 B 上的应用也会看见这个间隙吗？

这只取决于该应用是使用 UDP 还是使用 TCP。如果应用使用的是 UDP，则主机 B中的应用的确会看到数据中的间隙。另一方面，如果应用使用的是 TCP，则主机 B 中的 TCP 将不会确认包含在丢弃帧中的数据，从而引起主机 A 的 TCP 重传。

注意：

当 TCP 重传数据时，数据最终将回到曾经丢弃它的以太网适配器。因此，从这种意义上来说，以太网的确重传了数据，尽管以太网并不知道它是正在传输一个具有全新数据的全新数据报，还是一个包含已经被传输过至少一次的数据的数据报。

3. 链路层交换机

交换机的任务是 接收入链路层帧并将它们转发到出链路 。交换机自身对子网中的主机和路由器是透明的（transparent）；这就是说，某主机 / 路由器向另一个主机 / 路由器寻址一个帧（而不是向交换机寻址该帧），顺利地将该帧发送进局域网，并不知道某交换机将会接收该帧并将它转发到另一个节点。

这些帧 到达该交换机的任何输出接口之一的速率可能暂时会超过该接口的链路容量。 为了解决这个问题，交换机输出接口设有缓存，这非常类似于路由器接口为数据报设有缓存。

（1）交换机转发和过滤

过滤（fltering）是决定一个帧应该转发到某个接口还是应当将其丢弃的交换机功能。转发（forwarding）是决定一个帧应该被导向哪个接口，并把该帧移动到那些接口的交换机功能。交换机的过滤和转发借助于 交换机表（switch table） 完成。该交换机表包含某局域网上某些主机和路由器的但不必是全部的表项。

交换机表中的一个表项包含：

① 一个 MAC 地址。

② 通向该 MAC 地址的交换机接口。

③ 表项放置在表中的时间。

下图中显示了上图中最上方交换机的一个交换机表的例子。

为了理解交换机过滤和转发的工作过程，假定 目的地址为 DD- DD-DD-DD-DD-DD 的帧从交换机接口到达。交换机用 MAC 地址 DD-DD-DD-DD-DD-DD 索引它的表。有 3 种可能的情况：

表中没有对于 DD-DD-DD-DD-DD-DD 的表项。在这种情况下，交换机向除接口 x 外的所有接口前面的输出缓存转发该帧的副本。换言之，如果没有对于目的地址的表项，交换机广播该帧。

表中有一个表项将 DD-DD-DD-DD-DD-DD 与接口 x 联系起来。在这种情况下，该帧从包括适配器 DD-DD-DD-DD-DD-DD 的局域网网段到来。无须将该帧转发到任何其他接口，交换机通过丢弃该帧执行过滤功能即可。

表中有一个表项将 DD- DD-DD-DD-DD-DD 与接口联系起来。在这种情况下，该帧需要被转发到与接口 y 相连的局域网网段。交换机通过将该帧放到接口 y 前面的输出缓存完成转发功能。

结合交换机表以及上述规则。假设目的地址为 62-FE-F7-11-89-A3 的一个帧从接口 1 到达该交换机。交换机检查它的表并且发现其目的地是在与接口 1 相连的局域网网段上（即电气工程系的局域网）。这意味着 **该帧已经在包含目的地的局域网网段广播过了。**因此该交换机过滤（即丢弃）了该帧。

现在假设有同样目的地址的帧从接口 2 到达。交换机再次检查它的表并且发现其目的地址在接口 1 的方向上；因此它向接口 1 前面的输出缓存转发该帧。

这个例子清楚地表明，++只要交换机的表是完整和准确的，该交换机无须任何广播就向着目的地转发帧。++

（2）自学习

**交换机的表是自动、动态和自治地建立的，即没有来自网络管理员或来自配置协议的任何干预。**换句话说，交换机是 **自学习（self-learing）**的。这种能力是以如下方式实现的：

1）交换机表初始为空。
2）对于在每个接口接收到的每个帧，该交换机在其表中存储 ：① 在该帧源地址字段中的 MAC 地址；② 该帧到达的接口；③ 当前时间。交换机以这种方式在它的表中记录了发送节点所在的局域网网段。++如果在局域网上的每个主机最终都发送了一个帧，则每个主机最终将在这张表中留有记录。++
3）如果在一段时间（称为 老化期（aging time））后，交换机没有接收到以该地址作为源地址的帧，就在表中删除这个地址。以这种方式，如果一台 PC 被另一台 PC（具有不同的适配器）代替，原来 PC 的 MAC 地址将最终从该交换机表中被清除掉。

现在假设在时刻 9：39，源地址为 01-12-23-34-45-56 的一个帧从接口 2 到达。假设这个地址不在交换机表中。于是交换机在其表中增加一个新的表项，如下图中所示。

继续这个例子，假设该交换机的老化期是 60min，在 9：32~10：32 期间源地址是 62-FE-F7-11-89-A3 的帧没有到达该交换机。那么在时刻 10：32，这台交换机将从它的表中删除该地址。

交换机是 即插即用设备（plug-and-play device），因为它们不需要网络管理员或用户的干预。要安装交换机的网络管理员除了将局域网网段与交换机的接口相连外，不需要做其他任何事。

管理员在安装交换机或者当某主机从局域网网段之一被去除时，他没有必要配置交换机表。交换机也是双工的，这意味着 任何交换机接口能够同时发送和接收。

（3）交换机和路由器比较

路由器是使用网络层地址转发分组的存储转发分组交换机。尽管交换机也是一个存储转发分组交换机，但 它和路由器是根本不同的，因为它用 MAC 地址转发分组。

交换机是第二层的分组交换机 ，而 路由器是第三层的分组交换机。

使用 "匹配加动作" 的现代交换机能够转发基于帧的目的 MAC 地址的第二层帧，也能转发使用数据报目的 IP 地址的第三层数据报。

即使交换机和路由器从根本上是不同的，网络管理员在安装互联设备时也经常必须在它们之间进行选择。例如，对于上图的网络，网络管理员本来可以很容易地使用路由器而不是交换机来互联各个系的局域网、服务器和互联网网关路由器。

路由器的确使得各系之间通信而不产生碰撞。既然交换机和路由器都是候选的互联设备，那么这两种方式的优点和缺点各是什么呢？

考虑交换机的优点和缺点。

交换机是即插即用的，这是世界上所有超负荷工作的网络管理员都喜爱的特性。

交换机还能够具有相对高的分组过滤和转发速率，交换机必须处理高至第二层的帧，而路由器必须处理高至第三层的数据报。

在另一方面，为了防止广播帧的循环，交换网络的活跃拓扑限制为一棵生成树。

另外，一个大型交换网络将要求在主机和路由器中有大的 ARP 表，这将生成可观的 ARP 流量和处理量。

而且，交换机对于广播风暴并不提供任何保护措施，即如果某主机出了故障并传输出没完没了的以太网广播帧流，该交换机将转发所有这些帧，使得整个以太网的崩溃。

考虑路由器的优点和缺点。

因为网络寻址通常是分层次的（不像 MAC 寻址那样是扁平的），即使当网络中存在冗余路径时，分组通常也不会通过路由器循环。（然而，当路由器表被误配置时，分组可能循环，IP 可以用一个特殊的报文首部字段来限制循环。）所以，分组就不会被限制到一棵生成树上，并可以使用源和目的地之间的最佳路径。

因为路由器没有生成树限制，所以它们允许以丰富的拓扑结构构建因特网。

路由器的另一个特色是它们对第二层的广播风暴提供了防火墙保护。

尽管也许路由器最重要的缺点就是它们不是即插即用的，即路由器和连接到它们的主机都需要人为地配置 IP 地址。而且路由器对每个分组的处理时间通常比交换机更长，因为它们必须处理高达第三层的字段。

下图为流行的互联设备的典型特色的比较。

4. 虚拟局域网

（1）前言（局域网的 3 个缺点）

现代机构的局城网常常是配置为等级结构的，每个工作组（部门）有自己的交换局域网，经过一个交换机等级结构与其他工作组的交换局域网互联。虽然这样的配置在理想世界中能够很好地工作，但在现实世界常常不尽如人意。

在上图中能够发现 3 个缺点：

① 缺乏流量隔离

尽管该等级结构把组流量局域化到一个单一交换机中，但广播流量（例如携带 ARP 和 DHCP 报文或那些目的地还没有被自学习交换机学习到的帧）仍然必须跨越整个机构网络。限制这些广播流量的范围将改善局域网的性能。

更为重要的是，为了安全 / 隐私的目的也可能希望限制局域网广播流量。

例如，如果一个组包括公司的行政管理团队，另一个组包括运行着 Wireshark 分组嗅探器的心怀不满的雇员，网络管理员也许非常希望行政流量无法到达该雇员的主机。

通过用路由器代替上图中的中心交换机，能够提供这种类型的隔离。

② 交换机的无效使用

如果该机构不止有 3 个组，而是有 10 个组，则将要求有 10 个第一级交换机。如果每个组都较小，比如说少于 10 个人，则单台 96 端口的交换机将足以容纳每个人，但这台单一的交换机将不能提供流量隔离。

③ 管理用户

如果一个雇员在不同组间移动，必须改变物理布线，以将该雇员连接到上图中的不同的交换机上。属于两个组的雇员将使问题更为困难。

（2）虚拟局域网（VLAN）

上述难题中的每个都能够通过支持 **虚拟局域网（Virtula Local Network，VLAN）**的交换机来处理。

顾名思义，支持 VLAN 的交换机允许经一个单一的物理局域网基础设施定义多个虚拟局域网。在一个 VLAN 内的主机彼此通信，仿佛它们（并且没有其他主机）与交换机连接。

在一个基于端口的 VLAN 中，交换机的端口（接口）由网络管理员划分为组。每个组构成一个 VLAN，在每个 VLAN 中的端口形成一个广播域（即来自一个端口的广播流量仅能到达该组中的其他端口）。下图显示了具有 16 个端口的单一交换机。端口 2~8 属于电气工程系（EE） VLAN，而端口 9~15 属于计算机科学系（CS） VLAN（端口 1 和 16 未分配）。

这个 VLAN 解决了上面提到的所有困难，即 EE VLAN 帧和 CS VLAN 帧彼此隔离，上图中的两台交换机已由一台交换机替代，并且在交换机端口 8 的用户加入计算机科学系时，网络操作员只需重新配置 VLAN 软件，使得端口 8 与 CS VLAN 相关联即可。

VLAN 交换机配置和操作的方法，即网络管理员使用交换机管理软件声明一个端口属于某个给定的 VLAN（其中未声明的端口属于一个默认的 VLAN），在交换机中维护一张端口到 VLAN 的映射表；交换机软件仅在属于相同 VLAN 的端口之间交付帧。

但完全隔离两个 VLAN 带来了新的困难，来自电子工程系的流量怎样才能发送到计算机科学系呢？

解决这个问题的一种方式是 **将 VLAN 交换机的一个端口（例如在上图中的端口 1）与一台外部的路由器相连，并且将该端口配置为属于 EE VLAN 和 CS VLAN。**在此情况下，即使电子工程系和计算机科学系共享相同的物理交换机，其逻辑配置看起来也仿佛是电子工程系和计算机科学系具有分离的经路由器连接的交换机。

从电子工程系发往计算机科学系的数据报将首先跨越 EE VLAN 到达路由器，然后由该路由器转发跨越 CS VLAN 到达 CS主机。

网络管理员通过构建包含一台 VLAN 交换机和一台路由器的单一设备，这样就不再需要分离的外部路由器了。

现在假设计算机工程系没有分离开来，某些电子工程和计算机科学教职员工位于一座建筑物中，他们当然需要网络接人，并且他们希望成为他们系 VLAN 的一部分。下图显示了第二台 8 端口交换机，其中交换机端口已经根据需要定义为属于 EE VLAN 或 CS VLAN。但是这两台交换机应当如何互联呢？

一种容易的解决方案是在每台交换机上定义一个属于 CS VALN 的端口（对 EE VLAN 也类似处理），并且上图所示将这两个端口彼此互联起来。然而，这种解决方案不具有扩展性，因为在每台交换机上 N 个 VLAN 将要求 N 个端口直接互联这两台交换机。

一种更具扩展性互联 VLAN 交换机的方法称为 VLAN 干线连接（VLAN trunking） 。在上图所示的 VLAN 干线方法中，每台交换机上的一个特殊端口（左侧交换机上的端口 16，右侧交换机上的端口 1）被配置为 干线端口，以互联这两台 VLAN 交换机。该干线端口属于所有 VLAN，发送到任何 VLAN 的帧经过干线链路转发到其他交换机。

但这会引起另外的问题：一个交换机怎样知道到达干线端口的帧属于某个特定的 VLAN 呢？

IEEE 定义了一种扩展的以太网帧格式------802.1Q，用于跨越 VLAN 干线的帧。如下图中所示，802.1Q 帧由标准以太网帧与加进首部的 4 字节 VLAN 标签（VLAN tag）组成，而 VLAN标签承载着该帧所属的 VLAN 标识符。

VLAN 标签由在 VLAN 干线发送侧的交换机加进帧中，解析后并由在 VLAN 干线接收侧的交换机删除。VLAN 标签自身由一个 2 字节的 **标签协议标识符（Tag Protocol Identifier，TPID）**字段（具有固定的十六进制值 81-00）、一个 2 字节的标签控制信息字段（包含一个 12 比特的 VLAN 标识符字段）和一个 3 比特优先权字段（具有类似于 IP 数据报 TOS 字段的目的）组成。

在基于 MAC 的 VLAN 中，网络管理员指定属于每个 VLAN 的 MAC 地址的集合。无论何时，一个设备与一个端口连接时，端口基于设备的 MAC 地址将其连接进适当的 VLAN。

VLAN 也能基于网络层协议（例如 IPv4、IPV6 或 Appletalk）和其他准则进行定义。VLAN 跨越 IP 路由器扩展也是可能的，这使得多个 LAN 孤岛能被连接在一起，以形成能够跨越全局的单一 LAN。