第3章 数据链路层
第3章 数据链路层¶
历年考查的重点。必须重点掌握：滑动窗口机制、三种可靠传输协议、各种 MAC 协议（尤其 CSMA/CD 和 CSMA/CA）、以太网帧格式、争用期与最小帧长、二进制指数退避算法。中继器/网卡/集线器/网桥/交换机的区别也是高频。
b_62_3【知识树】第3章骨架¶
- 数据链路层功能：封装成帧、透明传输、差错检测
- 组帧四方法：字符计数 / 字节填充 / 零比特填充 / 违规编码
- 差错控制
- 码距与检错纠错能力
- 检错编码：奇偶检验、CRC
- 纠错编码：海明码
- 流量控制与可靠传输
- 滑动窗口机制；三种 ARQ 协议的窗口约束
- 信道利用率计算
- 介质访问控制
- 信道划分：TDM/STDM、FDM、WDM、CDM
- 随机访问：ALOHA、CSMA、CSMA/CD、CSMA/CA
- 轮询访问：令牌传递
- 局域网：以太网、802.11、VLAN
- 广域网：PPP
- 交换机
b_62_0；PDF 第 62 页 · b_62_23.1 数据链路层的功能¶
数据链路层要解决哪三个基本问题？¶
封装成帧、透明传输、差错检测。
使用的信道有两种：点对点信道（一对一）和广播信道（一对多）。
b_62_2；PDF 第 62 页 · b_62_5链路、数据链路、帧怎么区分？¶
- 链路：从一个节点到相邻节点的一段物理线路
- 数据链路：在物理链路上添加实现通信协议的软硬件后形成的逻辑通信通道
- 帧：数据链路层对等实体间通信的 PDU
💡 记忆法："链路是路，数据链路是路+交规，帧是路上跑的车"。
b_63_1；PDF 第 63 页 · b_63_6为什么组帧必须首尾都加？¶
因为网络中信息以帧为最小传输单位，接收方必须能准确识别一帧在比特流中的起始与结束位置，否则无法正确解析。
首尾的控制信息核心作用是帧定界。例如 HDLC 用标志字段 F（01111110）同时标识帧的开始和结束 —— 第一个 F 是开始，下一个 F 是结束。
b_64_1为什么要规定 MTU？¶
- 数据部分尽可能长可提高传输效率
- 但帧过长会增加差错概率和重传开销
所以各类链路层协议都规定了 MTU（最大传送单元）= 帧数据部分的长度上限。
b_64_0透明传输在数据链路层具体指什么？¶
即使数据中恰好出现与帧定界符相同的比特组合，也不会被误判为帧边界。
若不处理，接收方可能提前结束帧解析、导致后续数据丢失。实现透明传输后，网络层"感知不到"底层的帧封装过程。
b_64_1；PDF 第 64 页 · b_64_6帧传输中的两类差错是什么？¶
- 位错：帧中某些比特发生翻转，通常用 CRC 检测
- 帧错：帧的丢失、重复或失序，属于更高层的传输差错
b_64_10现在还要不要在链路层做可靠传输？¶
取决于信道质量： - 无线链路（误码率高）：仍用确认与重传机制提供可靠服务 - 有线链路（质量高）：只做 CRC 检错、出错就丢弃，重传交给 TCP
⚠️ 核心原则一句话：数据链路层确保上交的帧无差错，但不保证所有帧都被成功交付。
b_64_153.2 组帧的四种方法¶
字符计数法的致命缺陷？¶
首部设一个计数字段记录本帧总字节数（包括计数字段自身占的 1B）。
⚠️ 致命缺陷：计数字段一旦在传输中出错，接收方就无法正确识别帧边界，收发双方彻底失去同步，可能引发灾难性后果。
b_66_5；PDF 第 66 页 · b_66_6字节填充法怎么实现透明传输？¶
用 SOH 标识帧起始、EOT 标识帧结束。 - 数据中出现 SOH 或 EOT → 发送方在其前插入一个 ESC - 数据中原本就有 ESC → 同样在其前再插入一个 ESC - 接收方收到 ESC 就丢弃它，把紧随其后的字符当作普通数据
b_66_10；PDF 第 66 页 · b_66_11零比特填充法的规则是什么？ ★1考¶
标志为 01111110。 - 发送方扫描数据，每遇到 5 个连续的 1 就在其后插入一个 0，确保数据段中不会出现 6 个连续的 1 - 接收方每收到 5 个连续的 1 就自动删除其后的 0
HDLC 采用这种方法；零比特填充易于硬件实现，性能优于字节填充法。
★ 考过 2013
💡 记忆法："五个一后面塞个零"。
b_67_1违规编码法借用了什么？¶
借用物理层编码的冗余：曼彻斯特编码中 1 是"高-低"、0 是"低-高"，而 "高-高" 和 "低-低" 在数据比特中是违规的，正好拿来标识帧的起始或终止。
- 优点：无须任何填充技术即可实现透明传输
- 缺点：仅适用于采用冗余编码的特殊编码环境
- IEEE 802 局域网标准采用它
⚠️ 目前最常用的两种是零比特填充法和违规编码法（字符计数法太脆弱，字节填充法实现复杂）。
b_67_6；PDF 第 67 页 · b_67_73.3 差错控制¶
码距怎么算？编码集的码距是什么？ ★1考¶
- 两个码字的码距 = 对应位上取值不同的比特数 = 两串异或后结果中 1 的个数
- 编码集的码距 = 任意两个有效码字之间码距的最小值
算例：编码集 {10011, 01011, 11110, 00001} 中，虽然 11110 与 00001 相距 5，但 10011 与 01011 只相距 2 → 该编码集的码距为 2。
★ 考过 2025
b_68_9码距与检错纠错能力的公式？¶
I = d + c + 1，且 d ≥ c（I 是码距，d 是检错位数，c 是纠错位数）
⚠️ 纠错能力恒不超过检错能力（能纠错必然能检错）。例：码距 3 时，最多检 2 位错或纠 1 位错。
两条边界结论： - 要检测 d 位错误，码距至少 d+1（码距为 1 的编码无法检测任何错误） - 要纠正 c 位错误，码距至少 2c+1
💡 记忆法："检错加一，纠错翻倍加一"。
b_68_11奇偶检验码能检出什么、检不出什么？¶
- 码距为 2，按码距理论最多检 1 位错
- 但实际上：只要发生奇数位错误，1 的个数奇偶性必然改变，所以能检测所有奇数位错误
- ⚠️ 无法发现偶数位错误，也无法定位错误位置
b_69_2；PDF 第 69 页 · b_69_3CRC 的生成多项式有什么硬性要求？¶
r+1 阶的 G(x)，对应二进制系数串长度 r+1 位，且最高位和最低位必须为 1。
例：位串 1101 对应 x³+x²+1，阶数 r = 3。
b_69_12CRC 的计算步骤？ ★1考¶
以 M = 101001（m=6）、G(x) = 1101（r=3）为例： - ① 左移补零：M 后加 r 个 0 → 101001000 - ② 模 2 除法：用 1101 去除。规则：减法不借位，等价按位异或 - ③ 取余数：得 001（必须保留为 r 位，不足补前导 0） - ④ 构造发送帧：把末尾的 r 个 0 替换成 FCS → 101001001（共 m+r = 9 位）
接收方用相同 G(x) 做模 2 除法：余数为 0 则接受，非 0 则丢弃。
★ 考过 2023
b_69_18为什么说"被链路层接受的帧几乎一定无差错"？¶
CRC 由专用硬件电路实现，速度极快。无差错时余数必定为 0；有误码时余数仍为 0 的概率极低。
⚠️ 但要注意措辞：那些被丢弃的帧物理上曾被收到，只是因 CRC 校验失败而未被上层接受。
b_70_0海明码的位数关系式？¶
2^k ≥ n + k + 1（n 是信息位，k 是检验位）
推导依据：k 个检验位可表示 2^k 种状态，需要覆盖 n+k 个单比特出错位置 + 1 种无错状态。
例：n = 4 时试 k = 3，2³ ≥ 4+3+1 成立 → 海明码共 7 位。
b_70_9海明码的检验位放在哪些位置？¶
检验位 Pi 放在海明位号为 2^(i−1) 的位置： - P₁ → 位号 1（H₁） - P₂ → 位号 2（H₂） - P₃ → 位号 4（H₄）
其余位置按原顺序放信息位。7 位海明码的分布是：D₄ D₃ D₂ P₃ D₁ P₂ P₁。
b_70_13海明码怎么分组？怎么定位错误？¶
- 快速分组：位号从 1 开始，检验位 Pᵢ 负责所有“位号的二进制表示中第 i 位为 1”的位置。手算时可用“从第 2^(i−1) 位起，连续取 2^(i−1) 位、再跳过同样多的位”。
- 编码时：Pᵢ 由本组信息位按题设的奇/偶校验求出。
- 接收检验时：校验位本身必须和本组信息位一起参与异或，构成 Sᵢ；不能说“检验位不需要再被检验”。
- 定位：算出 S₃S₂S₁，全 0 表示无错；否则这个二进制数本身就是出错位号，取反即可。
算例：信息位 1010 → 海明码 1010010。
💡 记忆法："错在几号位，S 就等于几"。
b_71_10；PDF 第 71 页 · b_71_11；PDF 第 71 页 · b_71_12；PDF 第 71 页 · b_71_133.4 流量控制与可靠传输¶
链路层流控和传输层流控的两点区别？¶
- 控制范围：链路层控制相邻节点之间的流量；传输层控制端到端的流量
- 控制手段：链路层是接收不了就不返回确认帧；传输层是在确认报文段中携带窗口字段值动态调整发送窗口
⚠️ 补充第三点：链路层的窗口大小在传输过程中固定，传输层的可变。
b_74_0；PDF 第 74 页 · b_74_2三种协议的窗口大小各是多少？ ★2考¶
- 停止-等待：W_T = 1，W_R = 1
- 后退 N 帧 GBN：W_T > 1，W_R = 1
- 选择重传 SR：W_T > 1，W_R > 1
用 n 比特编号时，后两种还需满足 W_T + W_R ≤ 2ⁿ。
💡 做窗口题先画序号圆环，再在同一时刻标出“已发未确认、还能发送、当前接收窗口”。如果新帧与仍可能重传的旧帧落进同一接收窗口，窗口就开得过大。
★ 考过 2019、2025
💡 记忆法："接收窗口大于 1 的只有 SR"。
b_75_2接收窗口为 1 意味着什么？¶
只有收到该帧后才允许接收下一帧 → 可保证帧的有序接收。
这正是停止-等待和 GBN 能保证按序交付的原因。
b_75_5停止-等待协议怎么应对两类差错？¶
- 数据帧出错或丢失：接收方丢弃或收不到 → 发送方超时重传（每发完一帧就启动计时器）
- 确认帧出错或丢失：发送方超时重传 → 接收方收到重复帧，丢弃它并重新发送对应的确认帧
⚠️ 两个配套要点： - 只需 1 比特序号就够（交替用 0 和 1，确认帧记为 ACK0/ACK1） - 收发双方都要设帧缓冲区 —— 发送方保留副本以备重传，接收方记录最近收到的帧序号以判重
b_76_0；PDF 第 76 页 · b_76_1GBN 的"后退 N"具体指什么？ ★1考¶
若某帧超时未确认，发送方不仅重传该帧，还要重传其后所有已发送但未被确认的帧。
前提是：接收方仅按序接收，任何失序到达的帧都被丢弃。
★ 考过 2009
b_76_9GBN 的累积确认怎么理解？ ★1考¶
接收方无须对每个正确帧立即确认，可在连续收到多个正确帧后只对序号最大的那个发一个确认。
ACKn 表示：n 号帧及之前的所有帧都已正确收到，下次期望收 n+1 号。
⚠️ 另外两个细节：GBN 通常只为最早未确认的帧维护一个超时计时器；为防确认帧丢失，接收方可重复发送最近一次的确认帧。
★ 考过 2017
b_76_11GBN 的发送窗口上限是多少？ ★3考¶
用 n 比特编号时：1 < W_T ≤ 2ⁿ − 1
若超过，接收方无法区分新发送的帧与因序号回绕而重复出现的旧帧。GBN 的 W_R 固定为 1。
★ 考过 2012、2015、2017
b_77_2GBN 什么时候反而不如停止-等待？¶
当信道误码率较高时。 因为一帧出错就要重传其后所有已正确到达的帧，造成大量带宽浪费。
b_77_0SR 协议比 GBN 多付出了什么代价？ ★2考¶
为了只重传出错帧，SR 必须： - 接收方设置足够大的帧缓冲区（数量 = 接收窗口大小）暂存正确的失序帧 - 发送方为每个未确认帧维护独立的计时器 - 不能再用累积确认，必须逐帧确认 - 收到重复帧则丢弃并重传对应确认帧
额外机制：检测到出错可立即发否定帧 NAK请求重传，避免等待超时。
★ 考过 2011、2024
b_77_8；PDF 第 77 页 · b_77_14SR 的窗口要满足哪两个条件？ ★1考¶
- ① W_R + W_T ≤ 2ⁿ —— 否则接收窗口滑动后，重传的旧帧序号可能与新帧重叠，接收方无法区分
- ② W_R ≤ W_T —— 否则接收窗口中超出发送窗口范围的部分永远填不满，浪费资源
由①②推出 W_R ≤ 2^(n−1)；实际常取 W_R = W_T = 2^(n−1)。
★ 考过 2023
b_78_0停止-等待协议的信道利用率公式？ ★2考¶
U = T_D / (T_D + RTT + T_A)
其中 T_D 是数据帧发送时延、T_A 是确认帧发送时延（通常忽略）。
⚠️ 反直觉算例：RTT = 20ms、分组 1200 比特 - 1Mb/s 时 U = 5.66% - 提速到 10Mb/s 时 U 反而降到 0.596%
原因：RTT 远大于 T_D 时，提速只会让 T_D 更小，占比更低。
💡 画一个完整发送周期：数据帧发送时间 → 往返传播/处理 → ACK 发送时间。有效发送时间 ÷ 周期总时间就是利用率；题目明确忽略 ACK 或处理时延时，再删掉对应段。
★ 考过 2018、2020
b_78_7连续 ARQ 的信道利用率怎么分两种情况？ ★4考¶
设发送窗口为 N： - 若 N·T_D < T_D + RTT + T_A（一个发送周期内发得完）→ U = N·T_D / (T_D + RTT + T_A) - 若 N·T_D ≥ T_D + RTT + T_A（发不完或刚好发完）→ 信道被完全利用，U = 1
配套公式：信道平均数据传输速率 = 信道利用率 × 信道带宽，或 = 发送周期内发送的数据量 / 发送周期。
★ 考过 2009、2010、2012、2014、2015、2017、2023
b_79_23.5 信道划分介质访问控制¶
三类介质访问控制方法怎么分？¶
- 信道划分：静态划分信道
- 随机访问：动态分配
- 轮询访问：动态分配
⚠️ 属于数据链路层的 MAC 子层。
b_90_1；PDF 第 90 页 · b_90_4TDM 的缺点是什么？STDM 怎么改进？ ★1考¶
- TDM：把传输时间划成等长时间片构成 TDM 帧，每用户在每帧中占固定序号的时隙
- ⚠️ 缺点：用户暂无数据时，其时隙仍被保留、无法被他人利用，信道利用率低
- ⚠️ TDM 帧是一段固定长度的时间间隔，与数据链路层的"帧"是两个概念
- STDM（统计时分复用/异步时分复用）：按需动态分配 —— 仅当用户有数据才分配时隙
算例：线路 6000b/s、3 个用户各平均 2000b/s。TDM 下每人固定 2000b/s；STDM 下某用户可在他人空闲时用接近 6000b/s 突发传输。
★ 考过 2013
b_90_10FDM 和 WDM 的关系？ ★1考¶
- FDM（频分复用）：把总频带划成多个子频带，所有用户同一时间占不同频带；子信道之间要设隔离频带防干扰
- WDM（波分复用）：就是光的频分复用 —— 一根光纤中同时传多种不同波长的光，接收端用光分用器分离
★ 考过 2013
b_91_2CDMA 的三条运算规则？ ★1考¶
每比特时间划成 m 个码片（m 常为 64 或 128），每站分配唯一的 m 位码片序列。 - 发 1 送码片序列本身，发 0 送其反码 - 各站码片序列必须相互正交 - 计算时把码片中的 0 写成 −1、1 写成 +1
三条内积规则： - (S · T)/m = 0（不同站正交） - (S · S)/m = 1（自己和自己） - (S · S̄)/m = −1（自己和自己的反码）
⚠️ 这里必须是规格化内积。若直接求长度为 m 的 ±1 向量点积，则 S·S=m，而不是 1。接收向量 R 与某站序列 S 做 (R·S)/m：结果 +1、−1、0 分别表示该站发送 1、发送 0、未发送。
★ 考过 2013
b_91_10；PDF 第 91 页 · b_91_11；PDF 第 91 页 · b_91_12；PDF 第 91 页 · b_91_15；PDF 第 91 页 · b_91_16三种复用方式共享什么、不共享什么？¶
- FDM（和 WDM）：共享时间，不共享空间（各占一个频带）
- TDM：共享空间，不共享时间（轮流用整个信道）
- CDM：时间和空间都共享
💡 记忆法（黄豆绿豆）：频分是两条车道并行、时分是轮流走一条道、码分是黄豆绿豆装同一辆车到站再分。
b_92_163.5.2~3.5.3 随机访问与轮询访问¶
随机访问的核心思想是什么？ ★1考¶
通过争用获得信道使用权，胜者方可发送数据。 所有用户可随意发送、并可占用信道的全部带宽。
⚠️ 与信道划分的本质区别：信道划分下节点要么共享时间、要么共享空间；随机访问下节点既不预留时间，也不独占频段 —— 它实质上是把广播信道动态转化为点到点信道。
★ 考过 2014
b_92_20纯 ALOHA 和时隙 ALOHA 差在哪？¶
- 纯 ALOHA：想发就发，无须事先检测信道；一段时间收不到确认就认为冲突，等随机时间重传。冲突概率高、吞吐量很低
- 时隙 ALOHA：把时间划成等长时隙并要求所有站点同步时钟，只能在时隙起始时刻发送，且一帧发送时间 ≤ 一个时隙
💡 记忆法："时隙 ALOHA 用对齐换低冲突"。
b_93_1；PDF 第 93 页 · b_93_2三种 CSMA 协议信道忙时各怎么做？ ★1考¶
| 信道状态 | 1-坚持 | 非坚持 | p-坚持 |
|---|---|---|---|
| 空闲 | 立即发送 | 立即发送 | 以概率 p 发送，以 1−p 推迟到下一时隙 |
| 忙 | 持续监听 | 放弃监听，等随机时间再监听 | 持续监听（等下一时隙） |
- 1-坚持的"1"= 空闲时以概率 1 立即发送，"坚持"= 忙时持续监听
- 非坚持避免了刚空闲时多站同时发，但随机等待增加了平均时延
- p-坚持用于时隙化信道，是前两者的折中
★ 考过 2013
b_94_0；PDF 第 94 页 · b_94_1令牌环网为什么不会冲突？¶
因为令牌只有一个 —— 站点必须先取得令牌才能发送帧，同一时刻只有一个站点独占信道。令牌是不含数据的特殊控制帧。
五步流程： - 网络空闲时环上只有令牌帧在循环 - 有数据的站点拿到令牌后修改标志位并附加数据，把令牌变成数据帧发出 - 数据帧沿环传输，中间站点边转发边检查目的地址，匹配则复制但仍继续转发 - 帧回到源站后源站不再转发，并检验是否出错 - 源站重新生成令牌传给下一站
⚠️ 令牌传递特别适合高负载的广播信道（此时随机访问的冲突概率会显著升高）。
b_94_153.6 局域网与以太网¶
局域网的特性由哪三个要素决定？¶
拓扑结构、传输介质、介质访问控制方式 —— 其中介质访问控制方式最为关键，直接决定局域网的技术特性。
b_99_6三种典型局域网的逻辑拓扑和物理拓扑？¶
- 以太网：逻辑总线形，物理星形
- 令牌环（IEEE 802.5）：逻辑环形，物理星形
- FDDI（光纤分布式数据接口）：逻辑环形，物理双环。⚠️ FDDI 属于 ANSI 标准体系，不能写成 IEEE 802.8；IEEE 802.8 曾是光纤技术咨询组，并非 FDDI 标准号。
⚠️ 以太网"逻辑总线、物理星形"是高频考点。
b_99_11IEEE 802 把数据链路层拆成哪两个子层？¶
- MAC 子层（介质访问控制）：与接入传输介质有关，向上屏蔽物理层差异；功能是组帧拆帧、比特传输差错检测、透明传输
- LLC 子层（逻辑链路控制）：与传输介质无关，向网络层提供无确认无连接、面向连接、带确认无连接等服务
⚠️ IEEE 802 参考模型只对应 OSI 的数据链路层和物理层。现代许多网卡只实现 MAC、不含 LLC（LLC 作用已显著弱化）。
b_99_12以太网为简化通信采取了哪两项措施？ ★1考¶
- 采用无连接工作方式：既不对帧编号，也不要求返回确认 → 提供的是不可靠的尽最大努力交付，纠错交给高层（TCP）
- 使用曼彻斯特编码：每个码元中间有一次电压跳变，接收方可方便地提取位同步信号
★ 考过 2012
b_100_710Base-X 的命名规则和四种介质？¶
命名：10 = 10Mb/s，Base = 基带，后缀 5/2 = 单段最大距离 500m/185m，T = 双绞线，F = 光纤。
| 标准 | 介质 | 拓扑 | 最大段长 |
|---|---|---|---|
| 10Base-5 | 粗同轴 | 总线形 | 500m |
| 10Base-2 | 细同轴 | 总线形 | 185m |
| 10Base-T | 非屏蔽双绞线 | 星形 | 100m |
| 10Base-F | 光纤对 | 点对点 | 2000m |
⚠️ 四种全都使用曼彻斯特编码。
b_100_11网络适配器（网卡）工作在哪一层？做什么？¶
工作在数据链路层。 - 与局域网之间串行通信，与计算机之间通过 I/O 总线并行通信 → 所以重要功能之一是串并转换 - 还负责：帧的发送接收、封装拆封、介质访问控制、编码解码、数据缓存 - 收到正确的帧时通过中断通知主机
b_101_2MAC 地址的位数和结构？ ★1考¶
48 位（6B），固化在适配器 ROM 中，用 12 个十六进制数字表示。 - 高 24 位 = 厂商代码 - 低 24 位 = 厂商自行分配的适配器序列号
⚠️ 两个延伸点：只要不换适配器，无论位置怎么变 MAC 地址不变；路由器每个接入局域网的接口都有独立的 MAC 地址。
★ 考过 2013
b_101_3适配器会接收哪三种帧？¶
- 单播帧：目的地址 = 本站 MAC 地址
- 广播帧：目的地址全 1（FF-FF-FF-FF-FF-FF）
- 多播帧：目的地址为某个多播组地址
其余一律用硬件检查后丢弃。
b_101_6CSMA/CD 的十六字口诀和适用范围？ ★1考¶
"先听后发，边听边发，冲突停发，随机重发"
适用于总线形网络或半双工环境。⚠️ 全双工网络无须 CSMA/CD —— 因为收发用两条独立信道，不会冲突。
冲突检测的物理原理：适配器边发边监测信道电压变化，幅度超过特定门限值即判定冲突。
★ 考过 2015
b_101_10争用期是什么？为什么是 2τ？ ★1考¶
争用期（冲突窗口）= 端到端往返传播时延 2τ。
推导：A 在 t=0 发送，最坏情况下 B 在 A 的信号即将到达时（t = τ−δ）也开始发送 → A 要到 t = 2τ−δ 才能检测到冲突。所以 δ→0 时，A 最多经过 2τ 就能确认是否冲突。
⚠️ 只有在争用期结束仍未检测到冲突，才能确定本次发送成功。
★ 考过 2010
b_101_14最短帧长的公式和由来？ ★4考¶
最短帧长 = 2 × 最大单向传播时延 × 数据传输速率
以太网规定争用期 51.2μs，10Mb/s 下正好 512bit = 64B → 这就是最短帧长 64B 的来历。
两条推论： - 若前 64B 未冲突，则后续也不会冲突（已成功抢占信道）；反之冲突必定发生在前 64B 内 - 任何长度小于 64B 的帧都是冲突中止的无效帧，应被丢弃；数据不足要填充
★ 考过 2009、2016、2019、2022
b_102_3；PDF 第 102 页 · b_102_4；PDF 第 102 页 · b_102_5；PDF 第 102 页 · b_102_6截断二进制指数退避算法的三条要点？ ★1考¶
- 基本退避时间 = 一个争用期 2τ
- 从 [0, 1, …, 2^k − 1] 中随机取 r，推迟 r 倍争用期；其中 k = min(重传次数, 10)
- 重传 16 次仍失败 → 放弃该帧并向高层报告错误
算例：第 1 次重传 k=1，r ∈ {0,1}；第 2 次 k=2，r ∈ {0,1,2,3}…
★ 考过 2023
💡 记忆法："k 封顶 10，重传上限 16"。
b_102_7；PDF 第 102 页 · b_102_8；PDF 第 102 页 · b_102_9；PDF 第 102 页 · b_102_10强化碰撞和帧间最小间隔各是多少？¶
- 强化碰撞：检测到冲突后除立即停发外，还要继续发送 32 或 48 比特的人为干扰信号，确保所有站点都感知到冲突
- 帧间最小间隔：9.6μs（相当于 96 比特的发送时间），让接收站有时间清空缓存
b_103_0以太网 V2 帧的六个字段？ ★3考¶
前导码 8B（7B 前同步码做比特同步 + 1B 帧开始定界符）+ 目的地址 6B + 源地址 6B + 类型 2B + 数据 46~1500B + FCS 4B - 类型字段 0x0800 表示上层是 IP - FCS 用 32 位 CRC，检验范围从目的地址到数据字段，不检验前导码
⚠️ 2B 字段的判别要分三段：值 ≤1500 表示 IEEE 802.3 的数据长度；1501~1535 保留；值 ≥1536（0x0600）表示 Ethernet II 的 EtherType。
★ 考过 2010、2011、2018
b_103_7；PDF 第 103 页 · b_103_9以太网帧为什么不需要帧结束定界符？¶
两个原因： - 各帧之间必须保持至少 96 比特时间的间隙，所以接收方找到帧开始定界符后，连续到达的比特流即属于同一帧 - 曼彻斯特编码每个码元中间都有电压跳变，帧发完后电压不再变化，接收方很容易找到结束位置 —— 往前数 4B 就是 FCS
b_103_12数据字段最小 46B 是怎么来的？ ★1考¶
64B（最短帧长）− 18B（MAC 帧首部和尾部）= 46B。
若 IP 数据报不足 46B，MAC 子层会在数据字段后添加整数字节的填充字段，确保帧长达到 64B。以太网的 MTU = 1500B，超过要在网络层分片。
★ 考过 2012
b_104_2三种高速以太网还用不用 CSMA/CD？ ★1考¶
- 100Base-T：支持全双工和半双工，半双工模式下仍需 CSMA/CD
- 吉比特以太网：半双工下用（很少部署），全双工下不用
- 10 吉比特以太网：只支持全双工，完全无须 CSMA/CD
⚠️ 100Base-T 的两项调整：最小帧长仍是 64B，但网段最大长度缩到 100m、帧间间隔从 9.6μs 减到 0.96μs。
★ 考过 2019
b_104_133.6.3 IEEE 802.11 无线局域网¶
BSS、SSID、BSA、ESS 分别指什么？¶
- BSS（基本服务集）：802.11 的最小服务集合。基础设施 BSS由一个 AP 和若干站组成，站内或对外通信经 AP；IBSS（ad hoc）不含 AP，不能把“BSS 必有 AP”写成无条件定义
- SSID（服务集标识符）：配置 AP 时分配的名称，不超过 32B，就是无线局域网的名字
- BSA（基本服务区）：BSS 覆盖的地理范围，直径一般不超过 100 米
- ESS（扩展服务集）：多个 BSS 通过分配系统 DS 互连而成；DS 的作用是让整个 ESS 对上层呈现为单一的 BSS
⚠️ Portal（门户）为无线用户提供接入有线以太网的能力，功能相当于网桥。
b_105_6；PDF 第 105 页 · b_105_12自组网络和移动 IP 有什么本质区别？¶
- 自组网络（ad hoc）：没有 AP，由平等的移动站临时组成的对等网络；中间节点要转发数据，兼具终端与路由器功能；是分布式无线自治系统，能独立于互联网运行
- 移动 IP：支持主机跨网漫游并接入互联网，底层仍依赖固定网络的路由基础设施
⚠️ 自组网络因拓扑频繁快速变化，传统路由协议往往不适用，必须用专门设计的路由机制。
b_105_3；PDF 第 105 页 · b_105_11无线局域网为什么不能用 CSMA/CD？¶
两个原因： - 接收到的信号强度远小于发送信号强度，且无线信道信号强度动态范围极大 → 实现冲突检测的硬件成本过高 - 隐蔽站问题：并非所有站点都能互相侦听到对方，却可能产生冲突 → 冲突检测机制发现不了所有冲突
💡 什么是隐蔽站：A、B 都在 AP 覆盖范围内，但彼此距离太远互相听不到，同时向 AP 发送就冲突了，而双方都察觉不到。
b_106_3；PDF 第 106 页 · b_106_9"冲突避免"能完全避免冲突吗？ ★1考¶
不能。 "冲突避免"只是尽量降低冲突发生的概率。
因为 802.11 不支持冲突检测，一旦开始发送就必须完整发完整个帧 —— 若冲突时还硬发完长数据帧会严重降低效率，所以才必须用冲突避免技术。
⚠️ 配套机制：802.11 在链路层引入确认/重传（ARQ） —— 每发完一帧必须收到 ACK 才能发下一帧，所以它是一种停止-等待式可靠传输协议。
★ 考过 2011
b_106_10DCF 和 PCF 的区别？¶
- DCF（分布式协调功能）：不采用任何中心控制，各站争用信道；802.11 必须实现的方式，也是目前广泛使用的
- PCF（点协调功能）：用 AP 集中控制，类似探询轮流分配发送权；是可选方式，实际很少使用
b_106_13三种帧间间隔 IFS 的长短和用途？ ★1考¶
- SIFS（短 IFS）：最短，用于分隔同一对话中的连续帧 —— ACK 帧、CTS 帧、分片后的数据帧、对 AP 探询的响应帧
- PIFS（点协调 IFS）：中等长度，用于 PCF
- DIFS（分布式协调 IFS）：最长，用于 DCF 下发送数据帧和管理帧
★ 考过 2020
💡 记忆法："S 短 P 中 D 长"，越紧急的（ACK/CTS）等得越短。
b_107_2什么情况下不用退避算法？¶
只有一种情况：要发送的是第一个数据帧，且检测到信道空闲。
其余全部要退避： - ① 要发第一个数据帧前检测到信道忙 - ② 未收到确认要重传 - ③ 每次确认成功后要发下一个数据帧
⚠️ CSMA/CA 的退避窗口上限是 1023（对应第 6 次重传），到顶后不再增加。
b_107_0推迟接入和退避有什么区别？¶
- 推迟接入：发生在信道忙时，为的是等待争用期到来，此时退避计时器处于冻结状态
- 退避：发生在信道空闲的争用期，各站执行退避算法，总出现在 DIFS 之后
💡 记忆法："忙时冻结叫推迟，闲时倒数叫退避"。
💡 基本访问时间线统一画成：信道空闲 DIFS → 退避倒计时（遇忙冻结，重新空闲并等 DIFS 后续计）→ DATA → SIFS → ACK。RTS/CTS 模式只是在 DATA 前插入 RTS → SIFS → CTS → SIFS，旁站据持续期字段设置 NAV。
b_107_10虚拟载波监听和 NAV 是怎么工作的？ ★1考¶
源站在帧首部的持续期字段中通告自己将占用信道的总时长（包括目的站回复 ACK 的时间）。其他站点收到后据此设置自己的 NAV（网络分配向量），在 NAV 计时期间暂停发送。
⚠️ 之所以叫"虚拟"载波监听：这些站点并未实际监听物理信道，而是基于收到的通知主动避让，效果等同于持续监听。
★ 考过 2024
b_108_4RTS/CTS 信道预约怎么解决隐蔽站问题？ ★1考¶
- ① A 等 DIFS 后广播 RTS，声明要占用 [SIFS+CTS+SIFS+DATA+SIFS+ACK]
- ② AP 等 SIFS 后广播 CTS，声明要占用 [SIFS+DATA+SIFS+ACK]
- ③ A 再等 SIFS 后发送数据帧
关键就在第 ② 步：隐蔽站 B 收不到 A 的 RTS，但能收到 AP 广播的 CTS，于是据此设置 NAV 保持沉默 → 冲突被避免。
⚠️ RTS/CTS 不是强制的 —— 会降低通信效率，各站可自行决定，或仅当帧长超过某阈值时才启用。
★ 考过 2018
b_107_12CSMA/CD 和 CSMA/CA 的三点区别？¶
- 冲突处理：CD 能检测冲突但无法避免；CA 无法检测（尤其接收端的冲突）只能尽量避免
- 传输介质：CD 用于总线形有线以太网；CA 用于无线局域网
- 检测方式：CD 检测线路电压变化；CA 只能在发送前通过能量检测、载波侦听或两者混合判断信道是否空闲
💡 一句话对照：CA 是"先打招呼再发数据"，CD 是"边发边听，撞了就停"。
b_108_9802.11 帧的三部分和长度？¶
- MAC 首部：30B（帧的复杂性主要在这里）
- 帧主体（数据）：最大 2312B —— 远大于以太网帧的数据载荷
- FCS（MAC 尾部）：4B
802.11 帧共三种类型：数据帧、控制帧、管理帧。
b_109_1802.11 帧的前三个地址怎么填？ ★2考¶
由帧控制字段中的 "去往 AP" 和 "来自 AP" 两个标志位决定：
| 去往AP | 来自AP | 地址1 | 地址2 | 地址3 |
|---|---|---|---|---|
| 0 | 1 | 接收地址 = 目的地址 | 发送地址 = AP 地址 | 源地址 |
| 1 | 0 | 接收地址 = AP 地址 | 发送地址 = 源地址 | 目的地址 |
⚠️ 理解的关键：地址 1 和地址 2 表示当前无线传输的直接接收方、直接发送方；地址 3 在常见三地址帧中保存跨 DS 通信所需的原始源或最终目的。地址 4 不是“用于自组网”，它典型出现在 To DS=1 且 From DS=1 的四地址帧，如 WDS/无线桥接。
★ 考过 2017、2022
b_109_8；PDF 第 109 页 · b_109_93.6.4 VLAN¶
为什么需要 VLAN？¶
一个以太网就是一个广播域。计算机太多时会导致： - 大量广播帧（尤其是频繁的 ARP 和 DHCP 报文） - 不同部门共享一个局域网，不利于信息保密与安全隔离
VLAN 把大局域网划成若干与地理位置无关的逻辑广播域，同 VLAN 内可直接通信，不同 VLAN 之间不能。
b_111_1VLAN 的三种划分方式各有什么特点？¶
- 基于端口（接口）：最简单、最常用；⚠️ 主机换了接入端口就可能被划到新 VLAN
- 基于 MAC 地址：⚠️ 主机从一台交换机移到另一台，仍属原 VLAN
- 基于 IP 地址：可跨越路由器扩展，把多个物理局域网的主机纳入同一逻辑 VLAN
b_111_6802.1Q 帧的长度变化？ ★1考¶
在源地址与类型字段之间插入 4B 的 VLAN 标签： - 前 2B 固定 0x8100（标识这是 802.1Q 帧） - 后 2B 是标签控制信息，其中 VID 占 12 位：编码空间有 4096 种，但 VID 0 和 4095 保留，通常可分配 1~4094，共 4094 个 VLAN
长度连锁变化：为保持最小帧长 64B 不变，数据字段最小从 46B 减为 42B；最大仍 1500B；最大帧长从 1518B 增至 1522B。
⚠️ 插入标签后 FCS 必须重新计算。
★ 考过 2024
b_111_9；PDF 第 111 页 · b_111_11什么时候才会出现 802.1Q 帧？¶
只在交换机之间的干线链路（Trunk Link）上。 - 同一交换机内同 VLAN 通信 → 当作普通以太网帧直接转发 - 跨交换机 → 发送方交换机插入标签走干线，接收方交换机在转发给主机前剥离标签 - 不同 VLAN 之间 → 必须借助上层路由器或三层交换机
⚠️ 主机并不知道自己的 VID（但交换机必须知道），主机与交换机之间交互的始终是标准以太网帧。
b_112_23.7 广域网与 PPP¶
广域网和局域网的四点区别？¶
| 项目 | 广域网 | 局域网 |
|---|---|---|
| 覆盖范围 | 很广，跨区域 | 较小，一个区域内 |
| 连接方式 | 点对点连接 | 普遍用广播信道 |
| OSI 层次 | 三层：物理层、数据链路层、网络层 | 两层：物理层、数据链路层 |
| 着重点 | 强调数据传输与广域连通 | 强调资源共享 |
⚠️ 原书表格把这一行写反了。另注意：广域网 ≠ 互联网；两者地位平等、不存在包含关系，主机在本网络内部通信时使用该网络的链路层地址。
b_125_11广域网里是路由器还是节点交换机？¶
是节点交换机（不是路由器）。 - 节点交换机：工作在单个网络内部，核心功能是存储并转发分组 - 路由器：用于连接多个网络构成的互联网
两者转发分组的原理相似。⚠️ 广域网节点之间采用点到点连接，但为提高可靠性，一个节点交换机通常与多个其他交换机相连。
b_125_3PPP 由哪三个部分组成？¶
- LCP（链路控制协议）：建立、配置、测试数据链路连接，协商选项
- NCP（网络控制协议，一套）：PPP 支持多种网络层协议，每种网络层协议对应一个 NCP
- 一种把 IP 数据报封装到串行链路的方法
⚠️ PPPoE = 在以太网中运行的 PPP，把 PPP 帧封装在以太网帧里，ADSL 宽带上网用的就是它。
💡 记忆法："LCP 搭线、NCP 配网、封装装货"。
b_126_1；PDF 第 126 页 · b_126_2PPP 帧的字段和长度？¶
首部 4 个字段 + 尾部 2 个字段： - 标志 F（1B）= 0x7E：首尾各一个，做帧定界符 - 地址 A（1B）= 0xFF：意义暂未定义 - 控制 C（1B）= 0x03：意义暂未定义 - 协议（2B）：0x0021 = IP 数据报，0xC021 = LCP 分组 - 信息（0~1500B） - FCS（2B）：CRC 校验
⚠️ PPP 帧的信息字段最小可为 0B（对比以太网至少 46B）—— 因为 PPP 是点对点链路，不用 CSMA/CD，所以没有最短帧长限制。
b_126_6；PDF 第 126 页 · b_126_8PPP 透明传输怎么做？异步和同步不一样！¶
- 异步传输 → 字节填充法，转义字符 0x7D
- 同步传输 → 零比特填充法
💡 记忆法："异步填字节（7D），同步填比特（5 个 1 插 0）"。
b_126_9PPP 状态图的六个状态怎么走？¶
- 链路静止：起点和终点，无物理层连接
- 链路建立：检测到调制解调器载波信号、物理层连接建立后进入；LCP 协商配置选项（最大帧长、鉴别协议），协商失败退回链路静止
- 鉴别：无须鉴别或鉴别成功 → 网络层协议状态；鉴别失败 → 直接进入链路终止
- 网络层协议：NCP 配置网络层（分配 IP 地址）
- 链路打开：开始数据通信
- 链路终止：一方发终止请求并收到确认，或链路故障；载波停止后回到链路静止
💡 记忆法："静止—建立—鉴别—配网—打开—终止"，六步一条链。
b_127_0PPP 的四条特点？¶
- 只在链路建立阶段用确认机制，数据传输阶段只做无差错接收（CRC），无序号无确认 → 不可靠服务
- 只支持全双工的点对点链路，不支持多点线路
- 链路两端可运行不同的网络层协议，仍能通信
- 面向字节，所有 PPP 帧长度都是整数个字节
b_127_5为什么 PPP 不做编号和确认？¶
两条理由： - PPP 承载的是 IP 数据报，即使链路层可靠，数据在路由器的网络层仍可能因拥塞被丢弃 → 链路层可靠性保证不了端到端可靠交付 - 现代物理链路误码率很低，加重传确认只会增加开销和延迟，得不偿失
它的做法是"有错即弃、可靠由上层负责"：FCS 发现差错立即丢弃，绝不上交错误数据，真正的差错恢复交给 TCP 端到端完成。
b_138_03.8 数据链路层设备¶
网桥解决了集线器的什么问题？¶
用集线器在物理层扩展以太网会形成更大的冲突域；网桥在数据链路层扩展，不会把两个冲突域合并。
原因：网桥能识别帧，根据帧首部的目的地址 + 自身的帧转发表决定转发还是丢弃，从而过滤通信量。
⚠️ 网桥已被以太网交换机取代，最新大纲已删除。
b_129_20交换机相对集线器的最大优势是什么？¶
总吞吐容量成倍提升。 - 共享式（集线器）：N 个用户共享总带宽，每人平均只有 1/N，且极易冲突 - 交换式（交换机）：每个端口独立信道，主机通信时独占端口带宽；N 端口交换机的总吞吐容量可达 N×10Mb/s
以太网交换机也称二层交换机，本质上是一个多端口的网桥，能把网络划分为多个较小的冲突域。
b_130_1；PDF 第 130 页 · b_130_3以太网交换机的五条特点？ ★1考¶
- 端口直连主机或其他交换机时，通常工作在全双工方式
- 具有并行性，可同时连通多对端口无冲突传输 → 无须 CSMA/CD
- ⚠️ 端口连的是集线器时例外：集线器下所有设备同处一个冲突域，必须用 CSMA/CD，且只能半双工
- 是即插即用设备，帧转发表靠自学习算法自动建立更新
- 采用专用交换结构芯片，交换速率高
★ 考过 2015
b_130_5；PDF 第 130 页 · b_130_6直通交换 vs 存储转发，怎么权衡？ ★1考¶
- 直通交换：收到目的 MAC 地址就立即决定转发端口，不等整帧收完 → 转发时延非常小；⚠️ 不做差错检测，可能把无效帧转发出去；不适用于速率匹配、协议转换、差错检测的场景
- 存储转发：完整接收并缓存整帧再检查 → 可靠性高、支持不同速率端口之间通信；缺点是转发时延较大
★ 考过 2013
💡 记忆法："直通图快不查错，存储可靠但要等"。
b_130_8交换机收到一个帧的三步处理？ ★3考¶
- ① 学习源 MAC 地址：把 {源MAC, 入端口} 写入/更新交换表（自学习）
- ② 查看目的 MAC 地址，判断是单播、广播还是组播
- ③ 决策与转发：
- 单播且查到表项（已知单播）→ 只从该端口转发，精准交付
- 单播但查不到（未知单播）→ 泛洪：从除接收端口外的所有活动端口转发
- 广播帧（FF:FF:FF:FF:FF:FF） → 不查表，直接泛洪
- 组播帧 → 通常也默认泛洪
⚠️ 交换表每个表项都有老化时间，超时未更新会被自动删除。
★ 考过 2009、2014、2016、2021
💡 记忆法："源地址学，目的地址查；查得到就单发，查不到就泛洪"。
b_131_2为什么交换机组网要用 STP？¶
冗余链路提高了可靠性，但可能形成环路，导致广播风暴和帧无限循环。
生成树协议 STP 的做法：不改变物理拓扑，通过逻辑阻塞部分冗余端口，构建一棵覆盖所有交换机的无环生成树，保证任意两台主机之间只有一条有效路径；主链路故障时重新激活被阻塞端口恢复连通，实现自动容错。
b_131_12共享式以太网的五条特点？ ★1考¶
- 工作在物理层：集线器只放大和再生电信号，不能解析帧、不识别 MAC 地址，无智能转发过滤
- 半双工 + CSMA/CD：任意时刻只能一对主机通信
- 单一冲突域 + 单一广播域
- 带宽共享：N 台主机每台平均只有 1/N
- 盲目广播所有帧：浪费带宽且有隐私泄露风险
★ 考过 2016
b_132_1集线器和交换机对冲突域/广播域的影响？ ★2考¶
- 集线器：既不隔离广播域，也不隔离冲突域
- 交换机：隔离冲突域，但不隔离广播域
- （路由器：两个都隔离）
⚠️ 广播帧在两种网络里效果相同、原理不同：集线器是物理层盲目复制，交换机是数据链路层有意识泛洪。
★ 考过 2020、2022
💡 记忆法："一层不隔、二层隔冲突、三层全隔"。
b_132_10共享式与交换式以太网六项对照？ ★1考¶
| 网络类型 | 工作层次 | 通信模式 | 带宽分配 | 用 CSMA/CD？ | 安全性 |
|---|---|---|---|---|---|
| 共享式 | 物理层 | 半双工 | 共享 | 是 | 低 |
| 交换式 | 数据链路层 | 全双工（默认） | 独占 | 否（全双工下） | 较高 |
★ 考过 2016
b_132_11；PDF 第 132 页 · b_132_12【疑难点】第3章¶
为什么接收窗口为 1 时发送窗口最多 2ⁿ−1？¶
用 n=3 举例（可表示 0~7 共 8 个序号）。假设发送窗口取 8，发送方一次发完 0~7 号帧后暂停： - 确认全部返回 → 接着发的是新的 0~7 号帧 - 确认全部丢失 → 超时后重传的是旧的 0~7 号帧
接收方窗口为 1，只能靠序号判断，两种情况下收到的序号完全相同，无法区分新帧和重传帧 → 可能把重传帧当新数据。
限制为 7 就没有歧义：已发送未确认的帧和未来新帧的序号不会完全重叠。
b_138_1为什么冲突窗口内没冲突，之后就不会再冲突？¶
在 CSMA/CD 下节点发送前先侦听、空闲才发。若 A 发送后 2τ 内没检测到冲突，说明： - 帧的首部已经到达所有其他节点 - 其他节点侦听到信道忙，不会启动新的发送
所以信道已被这个帧"占据"，其余节点会持续侦听到载波而保持沉默，不可能再产生新冲突。
b_138_1110Mb/s 提到 100Mb/s 为什么必须改两个参数？¶
CSMA/CD 要求最短帧的发送时间不小于冲突窗口 2τ。速率提高 10 倍后，网段长度不变则 τ 不变，但发同样长度帧的时间缩短为 1/10 → 发完了冲突还没检测到。
于是快速以太网需把冲突域的传播范围限制得更小，并按 10 倍速率缩短比特时间： - 双绞线单段按 100m 设计。⚠️ 不能写成“10BASE-T 从 500m 降到 100m”：10BASE-T 单段本来就是 100m，500m 是 10BASE5 粗同轴的段长 - 帧间最小间隔 9.6μs → 0.96μs（匹配更高速率）
⚠️ 注意最短帧长仍保持 64B 不变，改的是距离和间隔。
b_100_12【易混点】第3章成对概念对照¶
| 概念 A | 概念 B | 一句话切分 |
|---|---|---|
| 字节填充 | 零比特填充 | 面向字节用转义字符；面向比特连 5 个 1 后插 0 |
| 码距检错 | 码距纠错 | 检 d 个错要 d+1；纠 d 个错要 2d+1 |
| GBN | SR | GBN 累积确认、批量回退；SR 逐帧确认、只重传出错帧 |
| 1-坚持 | 非坚持 | 忙时持续监听 vs 忙时放弃、等随机时间 |
| CSMA/CD | CSMA/CA | 边发边听（有线） vs 先约再发（无线） |
| 争用期 2τ | 帧间间隔 9.6μs | 前者定最短帧长；后者给接收方清缓存 |
| 推迟接入 | 退避 | 信道忙时冻结 vs 信道闲时倒数 |
| 隐蔽站 | 暴露站 | 前者该听听不到导致冲突，靠 RTS/CTS + NAV 解决 |
| 集线器 | 交换机 | 物理层盲目复制、不隔冲突域 vs 链路层泛洪、隔冲突域 |
| 直通交换 | 存储转发 | 快但不查错 vs 慢但可靠、可变速率 |
| 广域网 | 互联网 | 广域网是一个网络；互联网是多个网络互连 |
| 节点交换机 | 路由器 | 前者网络内部转发；后者连接多个网络 |
| PPP 信息段 0B | 以太网数据段 46B | PPP 点对点无 CSMA/CD，无最短帧长 |
【必背数字】第3章¶
| 数字 | 含义 |
|---|---|
| 2ⁿ−1 / 2ⁿ⁻¹ | GBN 发送窗口上限 / SR 收发窗口上限 |
| d+1 / 2d+1 | 检 d 位错 / 纠 d 位错所需最小码距 |
| 2ᵏ ≥ n+k+1 | 海明码校验位个数公式 |
| 48 位（6B） | MAC 地址长度（高 24 位厂商代码） |
| 64B | 以太网最短帧长（= 512bit = 51.2μs @10Mb/s） |
| 46~1500B | 以太网数据字段范围（MTU = 1500B） |
| 18B | MAC 帧首部+尾部（64−18=46） |
| 1518B / 1522B | 普通以太网帧最大长度 / 802.1Q 帧最大长度 |
| 42B | 802.1Q 帧数据字段最小值（46−4） |
| 8B | 前导码（7B 前同步码 + 1B 帧开始定界符） |
| 32 或 48 比特 | 强化碰撞的人为干扰信号 |
| 9.6μs / 0.96μs | 10Base 帧间最小间隔 / 100Base-T 帧间间隔 |
| k = min(重传次数,10)，上限 16 次 | 截断二进制指数退避 |
| 1023 | CSMA/CA 退避窗口上限（第 6 次重传） |
| 0x0800 / 0x8100 | 以太网类型字段 IP / 802.1Q 标签前 2B |
| 12 位 → 4096 | VLAN 的 VID 位数与最大 VLAN 数 |
| 30B / 2312B | 802.11 MAC 首部 / 帧主体最大长度 |
| 32B | SSID 名称最大长度 |
| 0x7E / 0xFF / 0x03 / 0x7D | PPP 标志 / 地址 / 控制 / 异步转义字符 |
| 0x0021 / 0xC021 | PPP 协议字段：IP 数据报 / LCP 分组 |
| 0~1500B | PPP 信息字段长度范围 |
| 500m / 185m / 100m / 2000m | 10Base-5 / 2 / T / F 的最大段长 |