第 3 章 数据链路层（框架、检错、可靠传输与以太网）
本章地位：数据链路层是 408 计算机网络部分分值最重的大章之一（网络 25 分中常占 6～10 分，选择题 + 大题双线出击）：滑动窗口 / 信道利用率是网络部分最可能出综合大题的考点，CRC、海明码是计算题的另一个稳定来源，CSMA/CD 最小帧长、以太网帧格式、交换机自学习、碰撞域与广播域则是选择题的常驻嘉宾。主线只有一句话：帧怎么造（封装成帧）→ 帧错了怎么办（差错控制）→ 发得太快怎么办（流量控制与可靠传输）→ 大家抢信道怎么办（介质访问控制）→ 两大真实网络（以太网局域网、PPP 广域网）→ 链路层设备怎么转发（网桥与交换机）。本章所有计算（CRC 竖式、信道利用率、最小帧长、CDM 内积）均给出逐步推导并代入数值验证，按「列公式 → 代数值 → 核对量纲」三步走。
| 考点 | 常考题型 | 热度 | 本章位置 |
|---|---|---|---|
| 组帧四法（字符计数 / 字节填充 / 比特填充 / 违规编码） | 选择 | ★★★ | 3.1 |
| CRC 循环冗余码（模 2 除法求 FCS、检错能力） | 计算 / 选择 | ★★★★★ | 3.2 |
| 海明码（校验位数 2^r ≥ m+r+1、纠错能力、码距） | 计算 / 选择 | ★★★★ | 3.2 |
| 滑动窗口与信道利用率（停等 / GBN / SR） | 综合大题（最热） | ★★★★★ | 3.3 |
| 序号位数与窗口大小（GBN ≤ 2ⁿ−1、SR ≤ 2ⁿ⁻¹） | 大题一问 / 选择 | ★★★★★ | 3.3 |
| CSMA/CD：争用期、最小帧长、二进制指数退避 | 计算 / 选择 | ★★★★★ | 3.4 |
| 码分复用 CDM 正交码（内积 S·T = 0） | 计算 / 选择 | ★★★★ | 3.4 |
| 以太网 MAC 帧格式（64～1518 B）与最短帧长推导 | 选择 / 计算 | ★★★★ | 3.5 |
| 802.11（CSMA/CA、RTS/CTS）与 VLAN（802.1Q） | 选择 | ★★★ | 3.5 |
| PPP 协议（帧格式、字节填充、LCP/NCP） | 选择 | ★★★★ | 3.6 |
| 交换机自学习、碰撞域 vs 广播域 | 选择（高频） | ★★★★★ | 3.6 |
3.1 数据链路层的功能与封装成帧
3.1.1 基本功能与提供的服务
- 封装成帧：给网络层下发的分组加上首部（和尾部）组装成帧，确定帧边界（3.1.2）；
- 透明传输：无论数据出现什么比特组合，都能原样通过数据链路层而不被误认为控制信息；
- 差错控制：检测并处理传输差错（3.2）；
- 流量控制：协调收发双方速率，防止淹没接收方（3.3）；
- 链路管理：数据链路的建立、维持、释放（面向连接时）。
② 「透明传输」指数据内容对链路层透明（什么内容都能传、且不引起误解），不是「看不见」；
③ 可靠传输（确认 + 重传）并不是数据链路层的必需功能——以太网就不做，把可靠性交给上层 TCP，这一点在 3.6 节 PPP 还会考。
3.1.2 组帧四法与帧定界
- 字符计数法：帧首部设一个计数字段，标明帧的总长度（含计数字段自身）。致命缺点：计数字段一旦出错，连后面所有帧的边界都找不回来——一错全错。
- 字节填充法（字符填充）：用控制字符 SOH（帧开始）、EOT（帧结束）定界；数据中若出现 SOH / EOT / ESC，发送端在其前面插入转义字符 ESC（字节填充），接收端再把 ESC 删掉还原——实现透明传输。
- 比特填充法：用标志 01111110 定界；发送端对数据扫描，每遇到 5 个连续的 1 立即插入一个 0，保证数据中不出现 6 个连续 1（也就不会伪造出定界符），接收端每收到 5 个连续 1 就删除其后的 0。HDLC、PPP 同步链路采用，易于硬件实现、与字符编码无关。
- 违规编码法：借用物理层编码中「不会出现」的组合作定界。如曼彻斯特编码中每个比特中间必有跳变，「高-高」「低-低」（中间不跳变）即违规序列，可放心用作帧边界而不会与数据混淆（IEEE 802.5 令牌环采用）。不需要额外填充，但依赖特定编码方式。
数据链路采用比特填充法组帧，定界符为 01111110。发送方的数据部分为 011111111，则实际发送的帧的数据部分（不含定界符）为（ ）
A. 011111111 B. 0111110111 C. 0111111011 D. 0111111101
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规则：发送端每遇到 5 个连续的 1，立即插入一个 0。
数据 011111111：从左向右扫，第 2～6 位是 5 个连续 1 → 在其后插 0，得 0111110；剩下的 111 不够 5 个，原样保留。
实际发送：0111110111，选 B。
核对（接收端视角）：收到 0111110111，发现前 5 个连续 1 后跟 0 → 删除该 0，其余照抄 → 还原 011111111 ✓。这样数据中永远不会出现 6 个连续 1，定界符 01111110 不会被数据伪造。
易错：C、D 是把 0 插在别处；A 是忘记填充。口诀「五一插零」，插完再从头扫一遍确认没有 6 连 1。
判断下列说法的正误：(1) 字符计数法中，计数字段出错只影响当前一帧的接收；(2) 字节填充法中，若数据里出现转义字符 ESC 本身，需要再插入一个 ESC；(3) 比特填充法与数据的具体字符编码无关，便于硬件实现；(4) 违规编码法需要在数据中插入额外的比特。
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(1) 错：计数出错后帧边界丢失，接收方无法定位下一帧的起点，其后所有帧都会受牵连——这正是它被淘汰的原因；
(2) 对：ESC 也要被转义（ESC ESC），否则接收端分不清「转义符」和「数据恰好等于 ESC」；
(3) 对：比特填充面向比特流工作，与字符编码无关，HDLC 用硬件实现；
(4) 错：违规编码借用编码中的非法组合定界，零额外开销，这正是它的优点。
3.2 差错控制：检错码与纠错码 高频考点
物理层把比特送出门，噪声却一路捣乱。数据链路层的对策是冗余编码：在数据后面附加一些由数据「算出来」的冗余位，接收端用同样规则再算一遍、对一对，就能发现（甚至纠正）差错。只在收端发现错误的叫检错码（奇偶校验、CRC），收端能定位并改正错误的叫纠错码（海明码）。408 在这里出两类题：CRC 模 2 除法、海明码校验位数与纠错。
3.2.1 奇偶校验与 CRC 循环冗余码
① 在 \(k\) 位数据后补 \(r\) 个 0，作为被除数；
② 用 \(G(x)\) 的系数（\(r{+}1\) 位二进制串）对被除数做模 2 除法（除法中的减法 = 异或，不借位、不看大小）；
③ 所得 \(r\) 位余数即 FCS（帧检验序列），用它替换掉补的 \(r\) 个 0：发送码字 = 数据 + 余数；
④ 接收端用同一 \(G(x)\) 除收到的整个码字，余数为 0 判定无错（≠0 则丢弃，不纠错）。
数学依据：发送码字对应的多项式能被 \(G(x)\) 整除——\(\underbrace{x^{r}D(x)}_{\text{补0后被除数}} \oplus R(x)\) 恰是 \(G(x)\) 的倍式。
已知要发送的数据为 101110，采用 CRC 循环冗余码，生成多项式 \(G(x)=x^{3}+1\)。(1) 写出除数与被除数；(2) 用模 2 除法求余数（逐步写出窗口）；(3) 写出实际发送的码字；(4) 验证接收端除法余数为 0。
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(1) \(G(x)=x^{3}+1\) 的系数为 \(x^{3}+0x^{2}+0x+1\) → 除数 = 1001（4 位，\(r=3\)）。被除数 = 数据后补 3 个 0：101110 000（9 位）。
(2) 模 2 除法逐窗口推进（减法即异或）：
| 步骤 | 当前窗口（4 位） | 首位 | 动作 | 异或结果 |
|---|---|---|---|---|
| ① | 1011（取被除数前 4 位） | 1 | 商 1，⊕ 1001 | 0010 |
| ② | 落下下一位 1 → 0101 | 0 | 商 0，不动 | 0101 |
| ③ | 落下 0 → 1010 | 1 | 商 1，⊕ 1001 | 0011 |
| ④ | 落下 0 → 0110 | 0 | 商 0，不动 | 0110 |
| ⑤ | 落下 0 → 1100 | 1 | 商 1，⊕ 1001 | 0101 |
| ⑥ | 落下最后 1 位 0 → 1010 | 1 | 商 1，⊕ 1001 | 0011 |
位数用尽，余数 = 末 3 位 = 011（前面的 0 必须保留，凑满 3 位）。
(3) 用余数替换补的 0：发送码字 = 101110 011 = 101110011。
(4) 接收端验证 101110011 ÷ 1001：1011⊕1001=0010 → 0101（首位 0 不动）→ 1010⊕1001=0011 → 0110 → 1101⊕1001=0100 → 1001⊕1001=0000，余数为 0，判定无错 ✓。
套路总结：CRC 四步——「补 0 → 模 2 除 → 取余 → 拼码字」。窗口首位是 1 才异或除数；余数必须写满 \(r\) 位；最后必做一次「接收端除回 0」的验算。
要发送的数据为 110011，生成多项式 \(G(x)=x^{2}+x+1\)。求 FCS 与实际发送的码字，并自行验证。
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除数 = 111（3 位，\(r=2\)）；被除数 = 110011 00。
逐窗口：110⊕111=001 → 落 0 得 010（首位 0 不动）→ 落 1 得 101⊕111=010 → 落 1 得 101⊕111=010 → 落 0 得 100⊕111=011 → 落 0 得 110⊕111=001。
余数 = 01（2 位），发送码字 = 110011 01 = 11001101。
验证：11001101 ÷ 111：110⊕111=001 → 010 → 101⊕111=010 → 101⊕111=010 → 100⊕111=011 → 111⊕111=000，余 0 ✓。
3.2.2 海明码、码距与纠错能力
② 纠正 \(t\) 位错：\(d_{\min}\ge 2t+1\)；
③ 同时纠 \(t\) 位、检 \(e\) 位错（\(e>t\)）：\(d_{\min}\ge t+e+1\)。
直观理解：要「认出错」，出错码字不能落入另一个合法码字的「势力范围」；要「纠得回」，各码字半径为 \(t\) 的球必须互不重叠——所以是 \(2t+1\)。
信息位为 1011，采用海明码传输（偶校验）。(1) 需要多少校验位？(2) 写出完整码字；(3) 若接收方收到 0110001，判断哪一位出错并纠正。
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(1) \(2^{r}\ge m+r+1=4+r+1\)：\(r=3\) 时 \(2^{3}=8\ge8\) ✓，需 3 位校验位，码字共 7 位。
(2) 位号 1～7：校验位放 1、2、4（即 \(P_{1},P_{2},P_{4}\)），数据位 1011 依次放 3、5、6、7：\(b_{3}=1,\ b_{5}=0,\ b_{6}=1,\ b_{7}=1\)。
\(P_{1}\) 管位号含 \(2^{0}\) 的位（1、3、5、7）：令 \(P_{1}\oplus b_{3}\oplus b_{5}\oplus b_{7}=0\Rightarrow P_{1}=1\oplus0\oplus1=0\)；
\(P_{2}\) 管 2、3、6、7：\(P_{2}=1\oplus1\oplus1=1\)；
\(P_{4}\) 管 4、5、6、7：\(P_{4}=0\oplus1\oplus1=0\)。
码字（位 1→7）：0110011。
(3) 对 0110001 重新分组校验：
\(S_{1}=b_{1}\oplus b_{3}\oplus b_{5}\oplus b_{7}=0\oplus1\oplus0\oplus1=0\)；
\(S_{2}=b_{2}\oplus b_{3}\oplus b_{6}\oplus b_{7}=1\oplus1\oplus0\oplus1=1\)；
\(S_{4}=b_{4}\oplus b_{5}\oplus b_{6}\oplus b_{7}=0\oplus0\oplus0\oplus1=1\)。
拼出 \(S_{4}S_{2}S_{1}=110_{2}=6\) → 第 6 位出错，取反得 0110011 → 纠正为 0110011（与 (2) 一致 ✓），取出数据位（3、5、6、7）= 1011。
套路总结：海明码三步——「定 r → 按 2 的幂定位逐组配平 → 收端算 S 拼位号」。校验式列对，剩下的只是异或运算。
(1) 码集 \(\{00000,\ 01011,\ 10101,\ 11110\}\) 的最小码距是多少？能纠几位错、检几位错？
(2) 若要求检出 3 位错，最小码距至少为多少？若要求纠 2 位错呢？
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(1) 逐一数不同位：\(d(00000,01011)=3\)，\(d(00000,10101)=3\)，\(d(00000,11110)=4\)，\(d(01011,10101)=4\)，\(d(01011,11110)=3\)，\(d(10101,11110)=3\)。\(d_{\min}=3\)：由 \(2t+1\le3\) 得 纠 1 位；由 \(e+1\le3\) 得 检 2 位（二选一）。
(2) 检 3 位：\(d_{\min}\ge e+1=4\)；纠 2 位：\(d_{\min}\ge 2t+1=5\)。
易错：检错是 \(e+1\)，纠错是 \(2t+1\)，「纠 1 检 1 同时」也要 \(d_{\min}\ge t+e+1=3\)——别把三种公式用串。
② CRC 余数位数为 \(G(x)\) 最高次数 \(r\)，与数据位数无关；补 0 个数也是 \(r\) 个；
③ 「海明码能纠正任意位错误」——错，基本海明码只能纠 1 位；
④ 奇偶校验检不出偶数个错，CRC（配合好的 \(G(x)\)）却能检出所有双比特错——这也是链路层选 CRC 不选奇偶的原因。
3.3 流量控制与可靠传输：滑动窗口 大题最热
流量控制解决「发得太快、接收方来不及收」；可靠传输解决「帧丢了 / 错了怎么办」。两者在数据链路层由同一套机制实现——滑动窗口 + 确认 + 超时重传（ARQ 自动重传请求）。按窗口大小分三档：停等协议（发 1 等 1）、后退 N 帧 GBN（连续发、错则回退重来）、选择重传 SR（连续发、谁丢补谁）。序号位数与窗口大小的关系、信道利用率的计算，是 408 网络部分综合大题的头号考点。
3.3.1 停等、后退 N 帧与选择重传
- 停等协议 SW：\(W_{T}=1,\ W_{R}=1\)。发一帧 → 停下等确认（ACK）→ 确认到了再发下一帧；超时未收到确认就重发。只需 1 bit 序号（0/1 交替）、1 个定时器，最简单但信道利用率极低（见 3.3.2）。
- 后退 N 帧协议 GBN：\(W_{T}>1,\ W_{R}=1\)。发送方连续发满窗口；接收方只按顺序收，乱序帧一律丢弃，采用累积确认（收到 ACK\(n\) 表示 \(n\) 及之前的帧全部确认，偶而「捎带确认」）；某帧超时后，从该帧起连同后续已发的全部重传（回退 N 帧）。只需 1 个定时器。信道质量差时「回退」浪费严重。
- 选择重传协议 SR：\(W_{T}>1,\ W_{R}>1\)。接收方缓存乱序到达的正确帧，逐帧单独确认；发送方只重传真正丢失 / 超时的那一帧，其余不动。每帧一个定时器，实现最复杂、带宽利用最充分。
| 对比项 | 停等 SW | 后退 N 帧 GBN | 选择重传 SR |
|---|---|---|---|
| 发送窗口 / 接收窗口 | 1 / 1 | \(>1\) / 1 | \(>1\) / \(>1\) |
| 确认方式 | 逐帧确认 | 累积确认 | 单独确认 |
| 乱序帧处理 | — | 直接丢弃 | 缓存等待补齐 |
| 定时器个数 | 1 | 1（最老未确认帧） | 每帧 1 个 |
| 超时重传范围 | 该帧 | 从最老未确认帧起全部 | 只重传超时帧 |
| 窗口上限（\(n\) 位序号） | 1（\(n\ge1\)） | \(W_T\le 2^{n}-1\) | \(W_T=W_R\le 2^{n-1}\) |
| 一句话评价 | 简单但信道利用率最低 | 流水线发送、重传浪费大 | 带宽利用最优、实现最复杂 |
① GBN：\(W_{T}\le 2^{n}-1\)（接收窗口为 1，需给「新帧」与「旧帧重传」留出区分余地）；
② SR：\(W_{T}=W_{R}\le 2^{n-1}\)（一般取 \(W_{T}+W_{R}\le 2^{n}\)，408 默认两边对半分）。
③ 停等只需 \(n\ge1\)（0/1 交替）。
反向问法：要支撑窗口 \(W\)，GBN 需 \(2^{n}\ge W+1\)，SR 需 \(2^{n}\ge 2W\)。SR 的窗口上限只有 GBN 的一半——这是「缓存乱序帧」换来的另一面代价。
② 「GBN 接收方收到乱序帧后缓存起来」——错，GBN 接收窗口为 1，一律丢弃；只有 SR 才缓存；
③ SR 不能用累积确认（否则分不清单帧丢失），必须逐帧确认；
④ 「窗口越大越好」——错，超过 \(2^{n}-1\)（或 \(2^{n-1}\)）会造成新旧帧序号混淆，接收方无法判断是重传还是新帧。
3.3.2 信道利用率与序号位数（大题模板）
主机经一条长 4000 km 的链路向路由器发送帧，传播速率 \(2\times10^{8}\,\text{m/s}\)，发送速率 1 Mb/s，数据帧长 1000 B，忽略确认帧的发送时延和处理时延。(1) 求单帧发送时延与往返时延；(2) 采用停等协议时的信道利用率；(3) 此时的有效数据率。
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(1) \(t_{f}=\dfrac{1000\times8\ \text{bit}}{10^{6}\ \text{b/s}}=8\ \text{ms}\)；\(\ t_{p}=\dfrac{4\times10^{6}\ \text{m}}{2\times10^{8}\ \text{m/s}}=20\ \text{ms}\)，\(\mathrm{RTT}=40\ \text{ms}\)。
(2) 周期 \(T=t_{f}+\mathrm{RTT}=8+40=48\) ms，期间只发 1 帧有效数据： \[ U=\frac{t_{f}}{T}=\frac{8}{48}=\frac{1}{6}\approx16.7\% \]
(3) 有效数据率 \(=1\ \text{Mb/s}\times\tfrac16\approx167\ \text{kbps}\)——96% 以上的时间都在「等确认」，长距离链路上停等协议几乎不可用。
套路总结：单位先统一（km 与 m/s、B 与 b、ms 与 s），\(t_{f}\) 与 \(t_{p}\) 各算各的，最后再组合。
仍用例 5 的链路（\(t_{f}=8\) ms，\(\mathrm{RTT}=40\) ms，\(T=48\) ms）。(1) GBN 取 \(W=5\)，信道利用率是多少？(2) 要让信道利用率达到 100%，发送窗口至少多大？(3) 若序号字段为 3 位，GBN 与 SR 各能达到的最大信道利用率是多少？(4) 若要求两种协议都能打满信道，各至少需要几位序号？
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(1) \(W t_{f}=5\times8=40<48\) → 窗口不够大，\(U=\dfrac{40}{48}=\dfrac56\approx83.3\%\)。
(2) 令 \(W t_{f}\ge T\)：\(W\ge\dfrac{T}{t_{f}}=\dfrac{48}{8}=6\)，至少 \(W=6\)（这正是公式 \(W^{*}=1+2a\)，其中 \(a=t_{p}/t_{f}=20/8=2.5\)，\(1+2\times2.5=6\) ✓）。
(3) 3 位序号：GBN \(W\le2^{3}-1=7\ge6\) → 窗口可取 6，U = 100%；SR \(W\le2^{3-1}=4<6\) → \(U=\dfrac{4\times8}{48}=\dfrac{2}{3}\approx66.7\%\)——同样的序号位数，SR 反而打不满。
(4) 需要 \(W\ge6\)：GBN 要求 \(2^{n}-1\ge6\) → \(n=3\)（\(7\ge6\)）；SR 要求 \(2^{n-1}\ge6\) → \(n=4\)（\(2^{3}=8\ge6\)）。
易错：第 (3) 问若直接套「GBN 窗口 7、SR 窗口 4」而忘记与「打满所需 6」取交集，就会把 SR 算成 4/6 之外的结果。窗口上限和信道需求，两个约束都要满足。
主机 A 通过链路向主机 B 发送数据，链路长 1000 km，信号传播速率 \(2\times10^{8}\) m/s，数据率 10 Mb/s，帧长 1250 B，忽略确认帧时延。(1) 从发送一帧开始到收到该帧确认，至少经过多长时间？(2) 停等协议的信道利用率；(3) 若采用 GBN 且希望利用率达 100%，发送窗口和序号位数如何取？(4) 若序号固定为 4 位，改用 SR，最大信道利用率是多少？
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(1) \(t_{f}=\dfrac{1250\times8}{10^{7}}=1\) ms；\(t_{p}=\dfrac{10^{6}}{2\times10^{8}}=5\) ms，\(\mathrm{RTT}=10\) ms。收到确认至少 \(t_{f}+\mathrm{RTT}=1+10=11\) ms。
(2) \(U=\dfrac{1}{11}\approx9.1\%\)。
(3) 打满需要 \(W\ge\dfrac{T}{t_{f}}=\dfrac{11}{1}=11\)；GBN 要求 \(2^{n}-1\ge11\) → \(n=4\)（\(15\ge11\)）。取 \(W=11\)、序号 4 位（W 取 11～15 均可打满，不超过 15 即可）。
(4) 4 位序号 SR：\(W\le2^{4-1}=8\)，\(8\times1=8<11\) → \(U=\dfrac{8}{11}\approx72.7\%\)。
套路总结：这就是 408 大题的标准骨架——「传播时延 → 发送时延 → 周期 → 利用率 → 临界窗口 → 序号位数」，五问环环相扣，前一步算错步步错，务必先列公式再代数。
链路长 2400 km，传播速率 \(2\times10^{8}\) m/s，数据率 1 Mb/s，帧长 2000 B，忽略确认时延。(1) 求停等协议的信道利用率；(2) 采用 2 位序号的 GBN（\(W=3\)）利用率是多少？(3) 采用 2 位序号的 SR（\(W=2\)）呢？
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\(t_{f}=\dfrac{2000\times8}{10^{6}}=16\) ms；\(t_{p}=\dfrac{2.4\times10^{6}}{2\times10^{8}}=12\) ms，\(\mathrm{RTT}=24\) ms；周期 \(T=16+24=40\) ms。
(1) \(U=\dfrac{16}{40}=40\%\)。
(2) \(W t_{f}=3\times16=48>40\) → 打满，\(U=100\%\)（恰用满 2 位序号的上限 \(2^{2}-1=3\)，临界达标）。
(3) \(W\le2^{2-1}=2\)，\(2\times16=32<40\) → \(U=\dfrac{32}{40}=80\%\)。
核对：打满所需 \(W^{*}=T/t_{f}=2.5\)，向上取整为 3——GBN 的 3 恰好够、SR 的 2 差一点，结论自洽。
3.4 介质访问控制
点对点链路（如 PPP）两端独享信道，不存在争抢；但广播信道（总线、无线、早期的集线器以太网）上所有站点共享同一介质——谁都想发就会互相碰撞。介质访问控制（MAC）就是要回答「多路信号如何共享一根信道」。两大路线：静态划分信道（信道划分复用，提前分好、互不干扰，适合用户少且固定）与动态分配（随机访问——想发就抢、撞了再处理；轮询 / 令牌——轮流发言，适合负载重的网络）。
3.4.1 信道划分：FDM / TDM / STDM / WDM / CDM
- FDM 频分复用：所有用户同时占用不同频带（各路信号频谱搬移到不同频段）。分好后长期占用，频带互不重叠；系统简单但不适合突发性的计算机通信（不发的用户也占着频带）。
- TDM 时分复用：用户轮流占用不同时隙，每一周期（TDM 帧）内各占一个固定时隙。同样可能浪费——某用户没数据时其时隙空转。
- STDM 统计时分复用（异步 TDM）：按需动态分配时隙，集中器把各路数据集中起来只把时隙分给确实有数据的用户，并附上地址信息。可明显提高利用率（一条线路复接更多用户）。
- WDM 波分复用：光的频分复用——一根光纤同时传多束不同波长的光，频率极高、互不干扰。
- CDM 码分复用（码分多址 CDMA）：各用户在同一时间、同一频段用不同的码片序列（chip sequence）区分，靠编码正交性互不干扰——既共享时间又共享频率。
共 4 个码片的 CDMA 系统，A、B、C 三站码片分别为 \(A=(1,1,1,1)\)、\(B=(1,-1,1,-1)\)、\(C=(1,1,-1,-1)\)。(1) 验证两两正交；(2) 若 A 发送 1、C 发送 0、B 静默，求信道上的合成向量；(3) 接收方如何分别解出 A、B、C 的发送情况。
查看解答
(1) 逐项相乘再相加：\(A\cdot B=1-1+1-1=0\)；\(A\cdot C=1+1-1-1=0\)；\(B\cdot C=1-1-1+1=0\)。两两内积均为 0，正交 ✓（各自与自身内积都为 4，规格化后为 1）。
(2) A 发 1 → 发 \(A=(1,1,1,1)\)；C 发 0 → 发反码 \(-C=(-1,-1,1,1)\)；B 不发。线性叠加： \[ S=A+(-C)=(1-1,\ 1-1,\ 1+1,\ 1+1)=(0,\ 0,\ 2,\ 2) \]
(3) 分别与三站码片做内积（除以 4 规格化）：
\(S\cdot A=\dfrac{0+0+2+2}{4}=+1\) → A 发了 1；
\(S\cdot B=\dfrac{0-0+2-2}{4}=0\) → B 没有发送；
\(S\cdot C=\dfrac{0+0-2-2}{4}=-1\) → C 发了 0。
套路总结：三步——「发 0 取反码 → 线性叠加 → 除以 \(m\) 求内积判 +1/−1/0」。内积是 0 说明该站信号在合成向量中完全抵消（没参与）。
② 码片序列两两正交是 CDMA 的前提，考试给出一组码片常要先验算内积是否为 0；
③ FDM / TDM 是「分资源」，CDM 是「加编码」——三者中只有 CDM 允许各用户同时刻、同频段发送。
3.4.2 随机访问：ALOHA 与 CSMA
时隙 ALOHA：把时间划分为时隙，规定只能在时隙开始时刻发送——把「碰撞窗口」从 2 个帧长时间压缩到 1 个，吞吐量 \(S=G\,e^{-G}\)，\(G=1\) 时 \(S_{\max}=\dfrac1e\approx36.8\%\)，恰好翻倍。代价：需要全网时隙同步，且帧必须在时隙开始前就绪（等一个时隙的延迟）。
- 1-坚持 CSMA：侦听到忙就持续侦听，一旦空闲立即（概率 1）发送。信道利用率不错、延迟小，但多个站同时等空闲会同时发 → 必撞（以太网用）。
- 非坚持 CSMA：侦听到忙就放弃侦听，等一个随机时间再来听。冲突少、信道利用率高，但随机等待引入额外延迟，且信道空闲后可能没人立刻用（利用率反而下降的细节别与上一条混淆）。
- p-坚持 CSMA：用于时隙信道。空闲时以概率 \(p\) 发送、以概率 \(1-p\) 推迟到下一时隙再听；忙则持续侦听。是 1-坚持（\(p=1\)）与「稳」之间的折中。
| 类型 | 信道忙时 | 信道空闲时 | 特点 |
|---|---|---|---|
| 1-坚持 | 持续侦听 | 立即发送（概率 1） | 延迟小、易冲突（多个站在等空闲） |
| 非坚持 | 放弃侦听，等随机时间再听 | 立即发送 | 冲突少，但延迟增大 |
| p-坚持 | 持续侦听 | 以 \(p\) 发送，\(1-p\) 推迟到下一时隙 | 折中方案，用于时隙信道 |
3.4.3 CSMA/CD：边发边听与最小帧长 高频考点
(1) 某总线网络数据率 100 Mb/s，最远两站间单程传播时延 2.56 μs，求最小帧长；(2) 若该网络保持最小帧长不变而升级到 1 Gb/s，最大跨距变为多少？（传播速率 \(2\times10^{8}\) m/s）
查看解答
(1) 争用期 \(2\tau=2\times2.56=5.12\ \mu\text{s}\)，最小帧长 \(=5.12\times10^{-6}\times100\times10^{6}=512\) bit \(=64\) B——快速以太网仍沿用 64 B 最短帧，代价是跨距大幅缩短。
(2) 最小帧长不变（512 bit），则 \(2\tau=\dfrac{512}{10^{9}}=0.512\ \mu\text{s}\)，\(\tau=0.256\ \mu\text{s}\)，最大跨距 \(=0.256\times10^{-6}\times2\times10^{8}=51.2\) m。
核对量纲：μs × m/s = 10⁻⁶ × 10⁸ m = 100 × μs 的数值 → 0.256×10⁻⁶ s × 2×10⁸ m/s = 51.2 m ✓。速率提高 10 倍，跨距缩为约 1/10——这就是吉比特以太网半双工模式几乎不可用、必须采用载波延伸 / 全双工的原因。
(1) 一个站经历第 3 次冲突后，退避的时隙数从多大范围内随机选取？(2) 第 12 次冲突后呢？(3) 二进制指数退避最多重传多少次？
查看答案
(1) \(2^{\min(3,10)}=2^{3}=8\) → 从 \(0\sim7\) 共 8 个时隙数中等概率选取；
(2) \(\min(12,10)=10\)，\(2^{10}=1024\) → \(0\sim1023\)（第 10 次冲突后区间不再扩大，封顶 1024）；
(3) 最多重传 16 次，仍失败则放弃、向上层报告错误。
易错：「第 3 次冲突」取 \(2^{3}\) 而不是 \(2^{3}-1\)——随机数的个数是 8（0～7）；超过 10 次后区间固定为 1024 不再翻倍。
3.4.4 CSMA/CA 与轮询 / 令牌传递
① 隐蔽站问题：A、C 都在 B 的覆盖范围内但彼此听不到，A 检测信道空闲并不能保证 B 处没有碰撞——「听不到 ≠ 没有碰撞」；
② 无线设备接收信号强度动态范围极大：自己发送的信号远强于远处传来的微弱信号，「边发边听」在硬件上难以实现。
因此只能「事前避免」而非「事中检测」：发前侦听 + 帧间间隔 + 退避（信道忙时启动，且只在信道空闲期间倒计时）+ 确认帧 ACK（收不到 ACK 就当冲突重发，用「事后确认」代替「边发边检」）；可选 RTS/CTS 预约机制：先发短帧 RTS 请求发送，接入点回 CTS，让隐蔽站从 CTS 中得知「接下来有人要发、闭嘴多久」（虚拟载波侦听 NAV）。这些手段把冲突概率尽量压低，但无法像 CD 那样「当场检出」，信道利用率仍低于有线的 CSMA/CD。
② 全双工交换机以太网（每条链路独享、无碰撞）不再需要 CSMA/CD；
③ 争用期 \(2\tau\) 中 \(\tau\) 是单程端到端传播时延，别代入往返值；
④ 802.11 的 ACK 是链路层确认（对比以太网——以太网链路层不确认、差错帧直接丢弃交给上层），这是 802.11「用确认代替检测」的标志。
3.5 局域网：以太网、802.11 与 VLAN
局域网（LAN）的特点：地理范围小、速率高、时延小、归一个单位所拥有。主流技术是以太网（IEEE 802.3），无线局域网是 802.11。以太网两个「世界观」级别的选择要记牢：① 逻辑上是总线型（半双工时靠 CSMA/CD），物理上可星型（集线器 / 交换机）；② 向网络层提供无连接、无确认服务——不可靠，差错帧直接丢弃，纠正交给高层。
(1) 网络层交下来一个 30 B 的分组，封装成以太网帧后帧长是多少？填充了多少字节？(2) 传输 1500 B 的分组呢？(3) 交换机收到一个总长 40 B 的「帧」，应如何处理？
查看解答
(1) 首部 + 尾部固定 18 B；数据 30 B < 46 B，需填充 \(46-30=16\) B。帧长 \(=18+46=64\) B（最短帧）。
(2) 数据 1500 B 恰为 MTU，无需填充，帧长 \(=18+1500=1518\) B（最长帧）。
(3) 40 B < 64 B，直接丢弃——比最短帧还短的「帧」必然是碰撞碎片（CSMA/CD 冲突残骸），没有任何接收价值。
套路总结：数据 < 46 B 补齐到 46；「帧长 < 64 B 丢弃」与「填充」是一体两面，都源于最小帧长公式（例 9）。
802.11 无线局域网 辨析
② 802.11 帧的「地址 3」常是目的站或 AP 的衔接地址——跨 BSS 通信要经两个 AP 中转，源 / 目的 MAC 都保存在帧里；
③ BSS 内站间通信也要经过 AP 转发（ Infrastructure 模式下站与站不直连）。
VLAN 虚拟局域网
- 基于交换机接口：把端口静态指派给 VLAN（最常用、最简单）；
- 基于 MAC 地址：站点搬到哪个口都跟着 VLAN 走，适合移动用户；
- 基于协议类型 / IP 地址（三层信息）：按上层协议或网段划分。
一台 16 口交换机划分了 VLAN2（端口 1～8）与 VLAN3（端口 9～16），端口 1 的主机 A ping 端口 9 的主机 B（二者 IP 属不同网段）。下列说法正确的是（ ）
A. A 发出的帧能直接经交换机到达 B，因为都在同一台交换机上
B. 广播帧会被转发到全部 16 个端口
C. A 与 B 之间的通信必须经过路由器（或三层交换机）
D. 802.1Q 标签由主机 A 负责添加
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C。VLAN 隔离了二层连通性：不同 VLAN 间通信是三层（路由）问题，必须经路由器 / 三层交换机；
A 错：同一交换机但不同 VLAN，二层被隔离，帧不会从 VLAN2 的端口转发到 VLAN3 的端口；
B 错：广播域已被 VLAN 切开，VLAN2 的广播帧只泛洪到端口 1～8；
D 错：802.1Q 标签由交换机在干道链路上插入 / 剥离，主机不感知。
套路总结：「VLAN = 广播域切开 + 二层不通」。凡出现「同一交换机 / 不同 VLAN」，一律按两个独立局域网处理。
3.6 广域网与链路层设备：PPP、HDLC 与交换机
广域网（WAN）覆盖国家 / 洲际范围，核心问题是长距离、点对点链路上的数据传输。408 在这里的考点集中在 PPP 协议（用户接入因特网最常用的数据链路层协议）与链路层设备的转发（网桥 / 交换机）。
3.6.1 PPP 协议
PPP 在异步链路上传输的信息字段字节流为 7E 7D 05 31（十六进制），经字节填充后实际发送的字节流是什么？写出每个字节的变换。
查看解答
字节填充规则：0x7E（定界符）→ 7D 5E；0x7D（转义符）→ 7D 5D；数值小于 0x20 的控制字符 → 7D + 原字节第 6 位置 1（即与 0x20 异或）。普通字节原样发送。
| 原字节 | 类型 | 发送字节 |
|---|---|---|
| 7E | 帧定界符 | 7D 5E |
| 7D | 转义字符 | 7D 5D |
| 05 | 小于 0x20 的控制字符 | 7D 25（05 ⊕ 20 = 25） |
| 31 | 普通数据 | 31 |
实际发送：7D 5E 7D 5D 7D 25 31（7 字节）。接收端按相反规则还原。
易错：05 的变换是「异或 0x20」而不是「加 7D 后照抄」——05 ⊕ 20 = 25（二进制 0000 0101 ⊕ 0010 0000 = 0010 0101）。
3.6.2 HDLC 简述
| 对比项 | PPP | HDLC |
|---|---|---|
| 面向对象 | 面向字节（帧长为整数字节） | 面向比特 |
| 透明传输 | 异步链路字节填充 / 同步链路零比特填充 | 零比特填充（逢 5 个 1 插 0） |
| 序号与确认 | 无（不可靠，错帧丢弃） | 有（可靠传输） |
| 协议协商 | LCP + NCP（灵活、支持多种网络层） | 无协商过程 |
| 典型场景 | 拨号 / 光纤接入因特网 | 早期广域网同步链路 |
3.6.3 网桥与以太网交换机：自学习、碰撞域与广播域
| 设备 | 工作层次 | 碰撞域 | 广播域 |
|---|---|---|---|
| 中继器 / 集线器 | 物理层 | 不隔离（全体仍是一个碰撞域） | 不隔离 |
| 网桥 / 以太网交换机 | 数据链路层 | 隔离（每个端口一个独立碰撞域） | 不隔离（除非划分 VLAN） |
| 路由器 | 网络层 | 隔离 | 隔离 |
拓扑：路由器 R 连接交换机 S 的端口 1；S 的端口 2、3、4 分别连接集线器 H1、H2、H3；每个集线器再接 2 台主机（共 6 台）。该网络（含 R 与 S 之间的链路）共有几个碰撞域、几个广播域？
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碰撞域（从设备逐段数）：
① H1 及其 2 台主机 + S 端口 2 —— 集线器不隔离碰撞域，整段是 1 个碰撞域；同理 H2 段、H3 段各 1 个（共 3 个）；④ S 端口 1 与 R 之间的链路是交换机的一个独立端口段 —— 1 个。合计 4 个碰撞域。
广播域：S 未划分 VLAN → S 及其下挂的 3 个集线器、6 台主机仍属同一广播域（1 个）；路由器隔离广播 → R 的另一侧再算 1 个。合计 2 个广播域。
套路总结：先画图，把「交换机每个端口」断开数碰撞域；再把「交换机（无 VLAN 时整台）+ 集线器」圈成广播域、到路由器截止。口诀——集线器不断、交换机断碰撞域、路由器全断。
判断：(1) 以太网交换机隔离碰撞域，也隔离广播域；(2) 集线器上连接 4 台主机，任何时刻只能有一台发送；(3) PPP 帧的地址字段固定为 0xFF，无实际作用；(4) 透明网桥需要网络管理员手工配置转发表；(5) 交换机收到目的地址未登记的单播帧时丢弃。
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(1) 错：交换机隔离碰撞域，但不隔离广播域（除非 VLAN）；
(2) 对：集线器整个网段是一个碰撞域，CSMA/CD 限制同一时刻只能一站发送；
(3) 对：PPP 点对点链路无需地址寻址，A=FF、C=03 只是保持 HDLC 兼容的形式字段；
(4) 错：透明网桥即插即用，转发表由自学习算法自动建立；
(5) 错：未命中应泛洪到除进入端口外的所有端口（丢弃的是「广播帧之外、出端口 = 入端口」的情形）。
3.7 章末自测 真题风格
限时 60 分钟，先做后看答案。难度：★★ 基础 / ★★★ 强化 / ★★★★ 冲刺。自检标准：12 题对 10 题以上；其中自测 11、12（滑动窗口与 CRC 计算）必须全对——它们是数据链路层综合大题的直系原型。做错的题回到对应小节重看「套路总结」。
下列关于组帧方法的叙述中，错误的是（ ）
A. 字符计数法的计数字段出错时，后续所有帧的边界都可能丢失
B. 字节填充法中数据出现定界字符时需要转义
C. 比特填充法中接收端每收到 5 个连续的 1 就删除其后的 0
D. 违规编码法需要插入额外的定界比特，开销最大
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D。违规编码借用编码中的非法组合（如曼彻斯特的「高高 / 低低」）定界，零额外开销，恰好是开销最小的方法；A、B、C 均正确。
要发送的数据为 1010，采用 CRC，生成多项式 \(G(x)=x^{3}+x+1\)，则 FCS 为（ ）
A. 011 B. 101 C. 110 D. 0110
查看答案
A。除数 1011，被除数 1010 000：1010⊕1011=0001 → 落 0 得 0010 → 落 0 得 0100 → 落 0 得 1000⊕1011=0011，余数 = 011（3 位）。D 项 4 位是没搞清余数位数 = 最高次数 3。
用海明码（纠 1 位错）传输 16 位数据，至少需要的校验位数是（ ）
A. 4 B. 5 C. 6 D. 2
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B。代入 \(2^{r}\ge m+r+1\)：\(r=4\) 时 \(16<16+4+1=21\) 不够；\(r=5\) 时 \(32\ge22\) ✓。
后退 N 帧协议的帧序号用 4 位编码，发送窗口最大为（ ）
A. 8 B. 15 C. 16 D. 7
查看答案
B。GBN：\(W_T\le2^{n}-1=2^{4}-1=15\)。选 C 是忘记减 1；若是 SR 则为 \(2^{n-1}=8\)（选 A 的陷阱）。
选择重传协议 SR 使用 4 位序号，通常取发送窗口 = 接收窗口 = \(W\)，则 \(W\) 最大为（ ）
A. 15 B. 8 C. 16 D. 4
查看答案
B。SR 约束 \(W_T+W_R\le2^{n}=16\)，两者相等时各取 8（即 \(W\le2^{n-1}\)）。窗口再大就会新旧帧序号混淆。
停等协议中，数据帧发送时延 1 ms，单程传播时延 2 ms，忽略确认帧时延，信道利用率为（ ）
A. 50% B. 33.3% C. 25% D. 20%
查看答案
D。\(U=\dfrac{t_f}{t_f+2t_p}=\dfrac{1}{1+2\times2}=\dfrac15=20\%\)（\(a=t_p/t_f=2\)，\(U=1/(1+2a)\)）。
传统 10 Mb/s 以太网争用期为 51.2 μs，其最短帧长为（ ）
A. 32 B B. 64 B C. 128 B D. 512 B
查看答案
B。最短帧长 \(=2\tau\times\)数据率 \(=51.2\times10^{-6}\times10^{7}=512\) bit \(=64\) B。D 混淆了 bit 与字节。
某 CSMA 协议「侦听到信道忙就放弃侦听、等待一个随机时间后再侦听，一旦空闲立即发送」，它属于（ ）
A. 1-坚持 CSMA B. 非坚持 CSMA C. p-坚持 CSMA D. 时隙 ALOHA
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B。「忙则随机等待再听」是非坚持的标志；1-坚持忙时持续侦听、闲时概率 1 立即发；p-坚持闲时以概率 p 发送。
IEEE 802.11 采用 CSMA/CA 而非 CSMA/CD 的主要原因不包括（ ）
A. 存在隐蔽站问题，侦听空闲不代表不会碰撞
B. 无线设备难以在发送的同时检测到微弱的碰撞信号
C. 无线信道的数据率太低，检测冲突浪费时间
D. 无线信道误码率高，需要 ACK 确认机制配合
查看答案
C。A、B 是不用 CD 的两大根本原因；D 是 CA 配套措施（链路层 ACK）。数据率高低与「能否检测冲突」无关。
下列关于以太网交换机与 VLAN 的叙述中，正确的是（ ）
A. 交换机向除进入端口外的所有端口转发单播帧
B. 802.1Q 帧比普通 MAC 帧多 4 B 的 VLAN 标签（插在源地址字段与类型字段之间），最大帧长 1522 B
C. 划分 VLAN 后，不同 VLAN 间仍可直接二层通信
D. 主机发送帧时需要自己添加 VLAN 标签
查看答案
B。802.1Q 标签 = TPID（0x8100，2 B）+ TCI（含 12 位 VLAN ID，2 B），插在源地址之后、类型字段之前，最大帧 \(1518+4=1522\) B；A 错——已知目的地址的单播帧查表定向转发，泛洪的是未知单播 / 广播帧；C 错——VLAN 间须路由；D 错——标签由交换机在干道链路上加 / 删，主机无感。
主机 A 经一条长 3000 km 的链路向 B 连续发送数据，传播速率 \(2\times10^{8}\) m/s，数据率 1 Mb/s，帧长 1500 B，忽略确认帧时延。(1) 求停等协议的信道利用率；(2) 采用 GBN、序号 3 位，信道利用率是多少？(3) 采用 SR、序号 2 位呢？(4) 若要求 SR 达到 100% 利用率，至少需要几位序号？
查看解答
公共量：\(t_f=\dfrac{1500\times8}{10^{6}}=12\) ms；\(t_p=\dfrac{3\times10^{6}}{2\times10^{8}}=15\) ms，\(\mathrm{RTT}=30\) ms；周期 \(T=12+30=42\) ms。
(1) \(U=\dfrac{12}{42}=\dfrac{2}{7}\approx28.6\%\)。
(2) 3 位序号 GBN：\(W\le2^{3}-1=7\)；打满需 \(W\ge42/12=3.5\)，取 \(W=4\)（4 ≤ 7 允许）：\(4\times12=48>42\) → U = 100%。
(3) 2 位序号 SR：\(W\le2^{2-1}=2\)，\(2\times12=24<42\) → \(U=\dfrac{24}{42}\approx57.1\%\)。
(4) SR 打满需 \(W\ge3.5\)，即 \(W=4\)；要求 \(2^{n-1}\ge4\Rightarrow n=3\)（此时 \(W\) 恰可取 4，\(4\times12=48\ge42\) ✓）。
核对链：打满窗口 \(W^{*}=\lceil T/t_f\rceil=\lceil3.5\rceil=4\)，GBN 上限 7 够用、SR 上限 2 不够——与 (2)(3) 结论一致。
(1) 要发送的数据为 1011，生成多项式 \(G(x)=x^{3}+x+1\)，求 FCS 与实际发送码字；(2) 若接收端收到 1011100（传输中第 5 位由 0 变 1），接收端如何判断出错？(3) 该码能否纠正错误？
查看解答
(1) 除数 1011，被除数 1011 000。逐窗口：1011⊕1011=0000 → 落 0、0、0 始终首位为 0 → 余数 000。FCS = 000，发送码字 1011 000 = 1011000（余数为全 0 是合法情形，位数仍按 3 位写）。
(2) 接收端用 1011 除 1011100：1011⊕1011=0000 → 落 1 得 0001 → 落 0 得 0010 → 落 0 得 0100，余数 100 ≠ 0 → 判定出错，丢弃该帧。
(3) 不能。CRC 是检错码，只发现错误并丢弃，纠错要靠海明码这类纠错码或重传机制。
易错：余数 000 时别怀疑自己算错——数据恰好是 \(G(x)\) 的倍式时余数就是 0，FCS 照写 3 个 0。
3.8 本章考点总结
| 考点 | 常考题型 | 热度 | 核心方法 / 一句话结论 |
|---|---|---|---|
| 组帧四法 | 选择 | ★★★ | 计数法一错全错；字节填充 ESC 转义；比特填充逢 5 个 1 插 0；违规编码零开销（802.5） |
| CRC 循环冗余码 | 计算 / 选择 | ★★★★★ | 补 \(r\) 个 0 → 模 2 除（异或不借位）→ 余数即 FCS（写满 \(r\) 位）；检错不纠错，错帧丢弃 |
| 海明码与码距 | 计算 / 选择 | ★★★★ | \(2^{r}\ge m+r+1\)；校验位放 2 的幂位；校验式拼出的数 = 出错位号（纠 1 位）；检 \(e\) 需 \(d_{\min}\ge e+1\)、纠 \(t\) 需 \(2t+1\) |
| 停等 / GBN / SR | 大题 / 选择 | ★★★★★ | 停等 1/1；GBN 累积确认、乱序丢弃、超时全部重传；SR 单独确认、缓存乱序、只补丢失帧 |
| 信道利用率 | 综合大题 | ★★★★★ | \(U=t_f/(t_f+\mathrm{RTT})\)；窗口版 \(U=\min(Wt_f,T)/T\)；打满窗口 \(W^{*}=T/t_f\)——先算 \(t_f\)、\(t_p\) 再套公式 |
| 序号位数与窗口 | 大题一问 / 选择 | ★★★★★ | GBN：\(W\le2^{n}-1\)；SR：\(W\le2^{n-1}\)；先求打满所需 \(W^{*}\)，再与协议上限取交集 |
| CDM 码分复用 | 计算 / 选择 | ★★★★ | 不同站码片内积为 0；发 1 发原码、发 0 发反码、不发不发；合成向量 ÷\(m\) 内积：+1/−1/0 → 1/0/未发 |
| ALOHA 与 CSMA | 选择 | ★★★ | 纯 ALOHA 极限 18.4%、时隙 36.8%；1-坚持「忙等闲发」、非坚持「忙等随机时间」、p-坚持「闲时概率发送」 |
| CSMA/CD 与最小帧长 | 计算 / 选择 | ★★★★★ | 最小帧长 = 2τ × 数据率（以太网 512 bit = 64 B）；先听后发、边听边发、冲突停发、随机重发；退避区间 \(2^{\min(i,10)}\)，16 次放弃 |
| CSMA/CA | 选择 | ★★★ | 无线不能用 CD：隐蔽站 + 自发信号远强于接收信号；用 IFS + 退避 + 链路层 ACK + RTS/CTS 代替 |
| 以太网 MAC 帧 | 选择 / 计算 | ★★★★ | 14 B 首部 + 数据 46～1500 B + FCS 4 B = 64～1518 B；不足 46 B 填充；短于 64 B 丢弃；MTU = 1500 B |
| 802.11 与 VLAN | 选择 | ★★★ | BSS 由 AP 覆盖、ESS 由 DS 互联、Ad hoc 无 AP；802.1Q 插 4 B 标签（TPID 0x8100 + 12 位 VID）→ 1522 B；VLAN 隔广播域、间通靠路由 |
| PPP 协议 | 选择 | ★★★★ | F(7E)+A(FF)+C(03)+协议(2B)+信息+FCS；字节填充 7E→7D5E、7D→7D5D；LCP 先于 NCP；无序号无确认（误码低 + 开销小 + 上层可靠） |
| 交换机自学习 | 选择 / 情景推演 | ★★★★★ | 「学源、查目的」：源 MAC 登记入端口；命中定向转发（出端口 = 入端口则丢弃）、未命中泛洪；表项带老化时间 |
| 碰撞域 vs 广播域 | 选择（数图题） | ★★★★★ | 集线器全不隔、交换机隔碰撞域不隔广播域（VLAN 除外）、路由器全隔——先数碰撞域（交换机每端口一个）再圈广播域 |