 |
| 数据链路层 |
基本功能编辑本段回目录
数据链路层的最基本的功能是向该层用户提供透明的和可靠的数据传送基本服务。透明性是指该层上传输的数据的内容、格式及编码没有限制，也没有必要解释信息结构的意义；可靠的传输使用户免去对丢失信息、干扰信息及顺序不正确等的担心。在物理层中这些情况都可能发生，在数据链路层中必须用纠错码来检错与纠错。数据链路层是对物理是对物理层传输原始比特流的功能的加强，将物理层提供的可能出错的物理连接改造成为逻辑上无差错的数据链路，使之对网络层表现为一无差错的线路。
帧同步功能：为了使传输中发生差错后只将有错的有限数据进行重发，数据链路层将比特流组合成以帧为单位传送。每个帧除了要传送的数据外，还包括校验码，以使接收方能发现传输中的差错。帧的组织结构必须设计成使接收方能够 明确地从物理层收到的比特流中对其进行识别，也即能从比特流中区分出帧的起始与终止，这就是帧同步要解决的问题。由于网络传输中很难保证计时的正确和一致，所以不可采用依靠时间间隔关系来确定一帧的起始与终止的方法。
 |
| 数据链路层图3.1 |
控制字符SOH标志数据帧的起始。实际传输中，SOH前还要以两个或更多个同步字符来确定一帧的起始，有时也允许本帧的头紧接着上帧的尾，此时两帧间就不必再加同步字符。 count 字段共有14位，用以指示帧中数据段中数据的字节数，14位二进制数的最大值为2-1=16383，所以数据最大长度为8×16383=131064。DDCMP协议就是靠这个字节计数来确定帧的终止位置的。DDCMP帧格式中的ACK、SEG、ADDR及FLAG中的第2位，CRC1、CRC2分别对标题部分和数据部分进行双重校验，强调标题部分单独校验的原因是，一旦标题部分中的CONUT字段出错，即失却了帧边界划分的依据，将造成灾难性的后果。由于采用字符计数方法来确定帧的终止边界不会引起数据及其它信息的混淆，因而不必采用任何措施便可实现数据的透明性（即任何数据均可不受限制地传输）。
（2）使用字符填充的首尾定界符法：该法用一些特定的字符来定界一帧的起始与终止，为了不使数据信息位中出现的与特定字符相同的字符被误判为帧的首尾定界符，可以在这种数据字符前填充一个转义控制字符（DLE）以示区别，从而达到数据的透明性。但这种方法使用起来比较麻烦，而且所用的特定字符过份依赖于所采用的字符编码集，兼容性比较差。
（3）使用比特填充的首尾标志法：该法以一组特定的比特模式（如01111110）来标志一帧的起始与终止。本章稍后要详细介绍的HDLC规程即采用该法。为了不使信息位中出现的与特定比特模式相似的比特串被误判为帧的首尾标志，可以采用比特填充的方法。比如，采用特定模式01111110，则对信息位中的任何连续出现的五个“1”，发送方自动在其后插入一个“0”，而接收则做该过程的逆操作，即每接收到连续五个“1”，则自动删去其后所跟的“0”，以此恢复原始信息，实现数据传输的透明性。比特填充很容易由硬件来实现，性能优于字符填充方法。
（4）违法编码法：该法在物理层采用特定的比特编码方法时采用。例如，一种被称作曼彻斯特编码的方法，是将数据比特“1”编码成“高－低”电平对，而将数据比特“0”编码成“低－高”电平对。而“高－高”电平对和“低－低”电平对在数据比特中是违法的。可以借用这些违法编码序列来定界帧的起始与终止。局域网IEEE 802标准中就采用了这种方法。违法编码法不需要任何填充技术，便能实现数据的透明性，但它只适用于采用冗余编码的特殊编码环境。由于字节计数法中COUNT字段的脆弱性以及字符填充法实现上的复杂性和不兼容性，目前较普遍使用的帧同步法是比特填充和违法编码法。
 |
| 数据链路层 |
物理信道的突发噪声可能完全“淹没”一帧，即使得整个数据帧或反馈信息帧丢失，这将导致发送方永远收不到接收方发来的反馈信息，从而使传输过程停滞.为了避免出现这种情况，通常引入计时器(Timer)来限定接收方发回反馈信息的时间间隔，当发送方发送一帧的同时也启动计时器，若在限定时间间隔内未能收到接收方的反馈信息，即计时器超时(Tineout)，则可认为传的帧已出错或丢失，继而要重新发送。由于同一帧数据可能被重复发送多次，就可能引起接收方多次收到同一帧并将其递交给网络层的危险。为了防止发生这种危险，可以采用对发送的帧编号的方法，即赋予每帧一个序号，从而使接收方能从该序号来区分是新发送来的帧还是已经接收但又重新发送来的帧,以此来确定要不要将接收到的帧递交给网络层。数据链路层通过使用计数器和序号来保证每帧最终都被正确地递交给目标网络层一次。
流量控制功能：流量控制并不是数据链路层所特有的功能，许多高层协议中也提供流时控功能，只不过流量控制的对象不同而已。比如，对于数据链路层来说，控制的是相邻两节点之间数据链路上的流量，而对于运输层来说，控制的则是从源到最终目的之间端的流量。由于收发双方各自使用的设备工作速率和缓冲存储的空间的差异，可能出现发送方发送能力大于接收方接收能力的现象，如若此时不对发送方的发送速率（也即链路上的信息流量）作适当的限制，前面来不及接收的帧将被后面不断发送来的帧“淹没”，从而造成帧的丢失而出错。由此可见，流量控制实际上是对发送方数据流量的控制，使其发送率不致超过接收方所能承受的能力。这个过程需要通过某种反馈机制使发送方知道接收方是否能跟上发送方，也即需要有一些规则使得发送方知道在什么情况下可以接着发送下一帧，而在什么情况下必须暂停发送，以等待收到某种反馈信息后继续发送。
链路管理功能：链路管理功能主要用于面向连接的服务。当链路两端的节点要进行通信前，必须首先确认对方已处于就绪状态，并交换一些必要的信息以对帧序号初始化，然后才能建立连接，在传输过程中则要能维持该连接。如果出现差错，需要重新初始化，重新自动建立连接。传输完毕后则要释放连接。数据连路层连接的建立维持和释放就称作链路管理。在多个站点共享同一物理信道的情况下（例如在LAN中）如何在要求通信的站点间分配和管理信道也属于数据链路层管理的范畴。
差错控制编辑本段回目录
用以使发送方确定接收方是否正确收到了由它发送的数据信息的方法称为反馈差错控制。通常采用反馈检测和自动重发请求（ARQ）两种基本方法实现。1、反馈检测法：反馈检测法也称回送校验或“回声”法，主要用于面向字符的异步传输中，如终端与远程计算机间的通信，这是一种无须使用任何特殊代码的错误检测法。双方进行数据传输时，接收方将接收到的数据（可以是一个字符，也可以是一帧）重新发回发送方，由发送方检查是否与原始数据完全相符。若不相符，则发送方发送一个控制字符（如DEL）通知接收方删去出错的数据，并重新发送该数据；若相符，则发送不一个数据。反馈检测法原理简单、实现容易，也有较高的可靠性，但是，每个数据均被传输两次，信道利用率很低。一般，在面向字符的异步传输中，信道效率并不是主要的，所以这种差错控制方法仍被广泛使用。
2、自动重发请求法（ARQ法）：实用的差错控制方法，应该既要传输可靠性高，又要信道利用率高。为此让发送方将要发送的数据帧附加一定的冗余检错码一并发送，接收方则根据检错码对数据帧进行错误检测，若发现错误，就返回请求重发的答，发送方收到请求重发的应答后，便重新传送该数据帧。这种差错控制方法就称为自动请求法(Automatic Repeat reQuest)，简称ARQ法。ARQ法仅返回很少的控制信息，便可有效地确认所发数据帧是否被正确接收。ARQ法有若干种实现方案，如空闲重发请求(Idle RQ)和连续重请求(Continuous RQ)是其中最基本的两种方案。
(1)、空闲重发请求(Idle RQ)：空闲重发请求方案也称停等(stop-and -wait)法，该方案规定发送方每发送一帧后就要停下等待接收方的确认返回，仅当接收方确认正确接收后再继续发送下一帧。空闲重发请求方案的实现过程如下： 发送方每次仅将当前信息帧作为待确认帧保留在缓冲存储器中。当发送方开始发送信息帧时，随即启动计时器。 当接收方检测到一个含有差错的信息帧时，便舍弃该帧。当接收方收到无差错的信息帧后，即向发送方返回一个确认帧。 若发送方在规定时间内未能收到确认帧(即计时器超时)，则应重发存于缓冲器中待确认信息帧。若发送方在规定时间内收到确认帧，即将计时器清零，继而开始下一帧的发送。从以上过程可以看出，空闲RQ方案的收、发双方仅须设置一个帧的缓冲存储空间，便可有效地实现数据重发并保证收接收方接收数据不会重份。空闲RQ方案最主要的优点就是所需的缓冲存储空间最小，因此在链路端使用简单终端的环境中被广泛采用。
(２)、连续重发请求(Continuous RQ)：连续重发请求方案是指发送方可以连续发送一系列信息帧，即不用等前一帧被确认便可发送下一帧。这就需要一个较大的缓冲存储空间（称作重发表），用以存放若干待确认的信息帧。每当发送站收到对某信息帧的确认帧后，便从重发表中将该信息帧删除。所以，连续RQ方案的链路传输效率大大提高，但相应地需要更大的缓冲存储空间。连续RQ方案的实现过程如下：发送方连续发送信息帧而不必等待确认帧的返回。发送方在重发表中保存所发送的每个帧的拷贝。重发表按先进先出(FIFO)队列规则操作。接收方对每一个正确收到的信息帧返回一个确认帧。每一个确认帧包含一个唯一的序号，随相应的确认帧返回。接收方保存一个接收次序表，它包含最后正确收到的信息帧的序号。当发送方收到相应信息帧的确认帧后，从重发表中删除该信息帧。当发送方检测出失序的确认帧(即第n号信息帧和第n+2号信息帧的确认帧已返回，而n+1号的确认帧未返回)后，便重发未被确认的信息帧。实际操作过程中，两节点间采用双工方式将确认帧插在双方的发送信息帧中来传送的。上面的连续RQ过程是假定在不发生传输差错的情况下描述的。如果差错出现，如何进一步处理可以有两种策略，即Go-back-N和选择重发。
 |
| 数据链路层图3-2 |
 |
| 数据链路层 |
流量控制编辑本段回目录
差错控制是数据链路层功能中的一个部分，另一个重要部分是流量控制。流量控制涉及链路上字符或帧的传输速率的控制，以使接收方在接收前有足够的缓冲存储空间来接受每一个字符或帧。例如，在面向字符的终端－－计算机链路中，若远程计算机为许多台终端服务，它就有可能因不能在高峰时按预定速率传输全部字符而暂时过载。同样，在面向帧的自动重发请求系统中，当待确认帧数量增加时，有可能超出缓冲器存储容量，也造成过载。
１、XON/XOFF方案：增加缓冲存储空间在某种程度上可以缓解收、发双方在传输速率上的差别，但这是一种被动的和消极的方法，实现起来有诸多的不便和限制。因为一方面系统不允许开设过大的缓冲空间，另一方面对于速率显著失配并且又传送大型文件的场合，仍会出现缓冲存储空间不够。XON/XOFF方案则是一种相比之下更主动、积极的流量控制方法。XON/XOFF方案中使用一对控制字符来实现流量控制，其中XON采用ASCII字符字集中的控制字符DC1、XOFF采用ASCII字符集中的控制字符DC3。当通信链上的接收方发生过过载时便向发送方发送一个XOFF字符后便暂时停止发送数据，等接收方处理完缓冲存储器中中的数据，过载恢复后，再向发送方发送一个XON字符，以通知发送方恢复数据发送。在一次数据传输过程中，XOFF、XON的周期可重复多次，但对用户是透明的。许多异步数据通信软件包均支持XON/XOFF协议。这种方案也可用于计算机向打印机或其它终端设备发送字符，在这种情况下，打印机或终端设备中的控制部件用以控制字符流量。
２、窗口机制：为了提高信道的有效利用率。如前节所述采用了发送方不等待确认帧返回就连续发送若干帧的方案，这样的发送过程就象一条连续的流水线，故又称为管道(piprlining)技术。由于允许连续发送多个未被确认折帧，帧号就采用多位二进制数才能加以区分。因为凡被发送出去但沿尚未被确认的帧都可能出错或丢失而要求重发，因而这些帧都要保留下来。这就要求发送方有较大的发送缓冲区保留可能要求重发的未被确认的帧。但是缓冲区容量总是有限的，如果接收方不能以发送方的发送速率处理收到的帧，则还是可能用完缓冲容量而暂时过载。为此，可引入类似于空闲RQ方案的调整措施，其本质是在收到一确定帧之前，对发送方可发送的帧的数目加以限制，这是由发送方调整保留在重发表中的待确认帧的数目来实现的。如果接收方来不及对收到的帧进行处理，则接收方停发确认信息，此时送方的重发表增长，当达到重发表限度时，就不再发送新帧，直至再次收到确认信息为止。
为了实现此方案，存放未确认帧的重发表中应设置未确认帧数目的最大限度，这一限度被称为链路的发送窗口。显然，如果窗口设置为１，即发送方缓冲能力公为一个帧，则传输控制方案就回到了空闲RQ方案，此时传输效率很低，故窗口限度应选为使接收方尽量能处理或接受收到的所有帧。当然选择时还必须考虑诸如帧的最大长度、可使用的缓冲存容量以及传输的比特速率等因素。重发表是一个连续序号的列表，对应发送方已发送但尚未确认的那些帧。这些帧的序号有一个最大值即发送窗口的限度。所谓发送窗口就是指示发送方已发送但尚未确认的帧序号队列的界，其上、下界分别称为发送窗口的上、下沿，上、下沿的间距称为窗口尺寸。接收方类似地有接收窗口，它指示允许接收的帧的序号。接收窗口的上、下界也是随时间滑动的。
 |
| 数据链路层图3-4 |
图3-4中滑动窗口的状态变化过程可叙述如下（假设发送窗口为２，接收窗口为１）。
初始态，发送方没有帧发出，发送窗口前后沿相等。接收窗口限度为１，它允许接收０号帧。
发送方已发送０号帧，此时发作口打开（即前沿加１），窗口对准０号，表示已发出但尚未收到确认返回信息。接收窗口状态同前，指示允许接收０帧。
发送方在未收到０帧的确认返回信息前，继续发送１号帧。发送窗口状态不变。
发送方已收到０帧，窗口滑动一格，表示准备接收１号帧。发送窗口状态不变。
发送方已收到０号帧的确认返回信息，发送窗口后沿加１，表示从重发表中删除０号帧，接收窗口状态不变。
发送方继续发送２帧，发送窗口前沿加１，表示２号帧也纳入待确认之列。接收窗口状态仍不变。
接收方已收到１号帧，接收窗口滑动一格，表示准备接收２号帧。发送窗口状态不变。
发送方收到接收方发来的１号帧收毕的确认信息，发送窗口后沿加１，表示从重发表中删除最早进入的１号帧。接收窗口状态不变。
 |
| 数据链路层 |
空闲RQ：发送窗口＝１，接收窗口＝１
Go-back-N：发送窗口＞１，接收窗口＝１
选择重发：发送窗口＞１，接收窗口＞１
若帧序号采用３位二进制编码，则最大序号为ＳＭＡＸ＝２３－１＝７。对于有序接收方式，发送窗口最大尺寸选为SMAX；对于无笆接收方式，发送窗口最大尺寸至多是序号范围的一半。管理超时控制的计时器应等于发送缓冲器数，而不是序号空间的大小。实际上，每一个缓冲器应对应一个计时器，当计时器超时时，该对应缓冲器的内容重发。按收方必须设置的缓冲器数应该等于接收窗口尺寸，而不是序号空间的大小。
数据链路控制协议举例编辑本段回目录
数据链路控制协议也称链路通信规程，也就是OSI参考模型中的数据链路层协议。链路控制协议可分为异步协议和同步协议两大类。
异步协议：以字符为独立的传输信息单位，在每个字符的起始处开始对字符内的比特实现同步，但字符与字符之间的间隔时间是不固定的（即字符之间是异步的）。由于发送器和接收器中近似于同一频率的两个约定时钟，能够在一段较短的时间内保持同步，所以可以用字符起始处同步的时钟来采样该字符中的各比特，而不需要每个比特同步。异步协议中因为每个传输字符都要添加诸如起始位、校验位及停止位等冗余位，故信道利用率很低，一般用于数据速率较低的场合。同步协议是以许多字符或许多比特组织成的数据块－－帧为传输单位，在帧的起始处同步，使帧内维持固定的时钟。实际上该固定时钟是发送端通过某种技术将其混合在数据中一并发送出去的，供接收端从输入数据中分离出时钟来，实现起来比较复杂，这个功能通常是由调解器来完成。由于采用帧为传输单位，所以同步协议能更有效地利用信道，也便于实现差错控制、流量控制等功能。同步协议又可分为面向字符的同步协议、面向比特的同步协议及面向字节计数的同步协议三种类型。
 |
| 数据链路层表3.1 |
各传输控制字符的功能如下：
SOH(Start of Head)： 序始或标题开始，用于表示报文（块）的标题信息或报头的开始。
STX(Start of TEXT)：文始，标志标题信息的结束和报文（块）文本的开始。
ETX(End of Text)： 文终，标志报文（块）文本的结束。
EOT(End of Transmission)： 送毕，用以表示一个或多个文本块的结束，并拆除链路。
ENQ(Enquire)：询问，用以请求远程站给出响应，响应可能包括站的身份或状态。
ACK(Acknowledge)： 确认，由接收方发出一肯定确认，作为对正确接收来自发送方的报文（块）的响应。
DLE(Data Link Escape)： 转义，用以修改紧跟其后的有限个字符的意义。用于在BSC中实现透明方式的数据传输，或者当１０个传输控制字符不够用时提供新的转义传输控制字符。
NAK(Negative Acknowledge)： 否认，由接收方发出的否定确认，作为对未正确接收来自发送方的响应。
SYN(Synchronous)： 同字符，在同步协议中，用以实现节点之间的字符同步，或用于在列数据传输时保持该同步。 ETB(End of Transmission Block)： 块终或组终，用以表示当报文分成多个数据块时， 一个数据块的结束。BSC 协议将在链路上传输的信息分为数据报文和监控报文又分为正向监控和反向监控两种。每一种报文中至少包含一个传输控制字符，用以确定报文中信息的性质或实现某种控制作用。
 |
| 数据链路层图3.5 |
数据报文和文本组成。文本是要传送的有用数据信息，而报文是与文本传送及处理有关的辅助信息，报头有时也右不用，对于不超过长度限制的报文可只用一个数据块作为一个传输单位。接收方对于每一个收到的数据块都要给予确认，发送方收到返回的确认后，才能发送下一个数据块。BSC协议为数据块格式可以有５种，如图3.5所示。BSC协议中所有发送的数据均跟在至少两个SYT字符之后，以使接收方能实现字符同步。报头字段用以说明数据文字段的包识别符（序号）及地址。所有数据块在块终限定符（ETX或ETB）之后不有块验字符BCC（Block Check Charracter），BCC可以是垂直奇偶校验或16位CRC，校验范围自STX始，至ETX或ETB止。当发送的报文是二进制数据而不是字符串时，二进制数据中形同传输控制字符的比特串将会引传输混乱。为使二进制数据中允许与传输控制字符相同的数据(即数据的透明性），可在各帧中真正的传输控制字符（SYN除外）前加上DLE转义字符，在发送时，若文本中也出现与DLE字符相同的二进制比特串，则可插入一个外加的DLE字符加以标记。
 |
| 数据链路层图3-6 |
面向比特的同步控制协议编辑本段回目录
七十年代初，IBM公司率先提出了面向比特的同步数据链路控制规程SDLC。随后，ANSI和ISO均采纳并发展了SDLC，并分别提出了自己的标准：ANSI的高级通信控制过程ADCCP（Advanced Data Control Procedure），ISO的高级数据链路控制规程HDLC。链路控制协议着重于对分段成物理块或包的数据的逻辑传输，块或包由起始标志引导并由终止标志结束，也称为帧。帧是每个控制、每个响应以及用协议传输的所有信息的媒体的工具。所有面向比特的数据链路控制协议均采用统一的帧格式，不论是数据还是单独的控制信息均以帧为单位传送。
每个帧前、后均有一标志码01111110、用作帧的起始、终止指示及帧的同步。标志码不允许在帧的内部出现，以免引起畸意。为保证标志码的唯一性但又兼顾帧内数据的透明性，可以采用“0比特插入法”来解决。该法在发送端监视除标志码以外的所有字段，当发现有连续5个“1”出现时，便在其后添插一个“0”，然后继续发后继的比特流。在接收端，同样监除起始标志码以外的所有字段。当连续发现５个“1”出现后，若其后一个比特“0”则自动删除它，以恢复原来的比特流；若发现连续6个“1”，则可能是插入的“0”发生差错变成的“1”，也可能是收到了帧的终止标志码。后两种情况，可以进一步通过帧中的帧检验序列来加以区分。“0比特插入法”原理简单，很适合于硬件实现。
在面向比特的协议的帧格式中，有一个8比特的控制字段，可以用它以编码方式定义丰富的控制命令和应答，相当于起到了BSC协议中众多传输控制字符和转义序列的功能。作为面向比特的数据链路控制协议的典型，HDLC具有如下特点：协议不依赖于任何一种字符编码集；数据报文可透明传输，用于实现透明传输的“0比特插入法”易于硬件实现；全双工通信，不必等待确认便可连续发送数据，有较高的数据链路传输效率；所有帧均采用CRC校验，对信息帧进行编号，可纺止漏收或重份，传输可靠性高；传输控制功能与处理功能分离，具有较大灵活性和较完善的控制功能。由于以上特点，目前网络设计普遍使用HDLC作为数据链路管制协议。
1、HDLC的操作方式：HDLC是通用的数据链路控制协议，当开始建立数据链路时，允许选用特定的操作方式。所谓链路操作方式，通俗地讲就是某站点以主站方式操作，还是以从站方式操作，或者是二者兼备。在链路上用于控制目的站称为主站，其它的受主站控制的站称为从站。主站负责对数据流进行组织，半且对链路上的差错实施恢复。由主站发往从站的帧称为命令帧，而由由站返回主站的帧称响应帧。连有多个站点的链路通常使用轮询技术，轮询其它站的站称为主站，而在点到点燃链路中每个站均可为主站。主站需要比从站有更多的逻辑功能，所以当终端与主机相连时，主机一般总是主站。在一个站连接多条链中的情况下，该站对于一些链路而言可能是主站，而对另外一些链路而言又可能是从站。有些可兼备主站和从站的功能，这站称为组合站，用于组合站之间信息传输的协议是对称的，即在链路上主、从站具有同样的传输控制功能，这又称作平衡操作，在计算机网络中这是一个非常重要的概念。相对的，那种操作时有主站、从站之分的，且各自功能不同的操作，称非平衡操作。
 |
| 数据链路层图3.7 |
 |
| 数据链路层 |
HDLC的帧格式：在HDLC中，数据和控制报文均以帧的标准格式传送。HDLC中的帧类似于ＢＳＣ的字符块，但ＢＳＣ协议中的数据报文和控制报文是独立传输的，而HDLC中的命令应以统一的格式按帧传输。HDLC的完整的帧由标志字段（Ｆ）、地址字段（Ａ）、控制字段（Ｃ）、信息字段（Ｉ）、帧校验序列字段（ＦＣＳ）等组成，其格式见图3.8。
（1）标志字段（Ｆ）：标志字段为01111110的比特模式，用以标志帧的起始和前一帧的终止。标志字段也可以作为帧与帧之间的填充字符。通常，在不进行帧传送的时刻，信道仍处于激活状态，在这种状态下，发方不断地发送标志字段，便可认为一个新的帧传送已经开始。采用“0比特插入法”可以实现０数据的透明传输。
（2）地址字段（Ａ）：地址字段的内容取决于所采用的操作方式。在操作方式中，有主站、从站、组合站之分。每一个从站和组合站都被分配一个唯一的地址。命令帧中的地址字段携带的是对方站的地址，而响应帧中的地址字段所携带的地址是本站的地址。某一地址也可分配给不止一个站，这种地址称为组地址，利用一个组地址传输的帧能被组内所有拥有该组一焉的站接收。但当一个站或组合站发送响应时，它仍应当用它唯一的地址。还可用全“1”地址来表示包含所有站的地址，称为广播地址，含有广播地址的帧传送给链路上所有的站。另外，还规定全“0”地址为无站地址，这种地址不分配给任何站，仅作作测试。
（3）控制字段（Ｃ）：控制字段用于构成各种命令和响应，以便对链路进行监视和控制。发送方主站或组合站利用控制字段来通知被寻址的从站或组合站执行约定的操作；相反，从站用该字段作对命令的响应，报告已完成的操作或状态的变化。该字段是ＨＤＬＣ的关键。控制字段中的第一位或第一、第二位表示传送帧的类型，ＨＤＬＣ中有信息帧（Ｉ帧）、监控帧（Ｓ帧）和无编号帧（Ｕ帧）三种不同类型的帧。控制字段的第五位是Ｐ/Ｆ位，即轮询/终止（Ｐoll/Ｆinal）位。（4）信息字段（Ｉ）：信息字段可以是任意的二进制比特串。比特串长度未作限定，其上限由ＦＣＳ字段或通信站的缓冲器容量来决定，目前国际上用得较多的是1000~2000比特；而下限可以为0，即无信息字段。但是，监控帧（Ｓ帧）中规定不可有信息字段。（5）帧校验序列字段（ＦＣＳ）：帧校验序列字段可以使用16位ＣＲＣ，对两个标志字段之间的整个帧的内容进行校验。ＦＣＳ的生成多项式ＣＣＩＴＴ Ｖ4.1建议规定的X16+X12+X5+1。
 |
| 数据链路层图3.9 |
ＨＤＬＣ的帧类型：ＨＤＬＣ有信息帧（Ｉ帧）、监控帧（Ｓ帧）和无编号帧（Ｕ帧）三种不同类型的帧。每一种帧中的控制字段的格式及比特定义见图3.9。
（1）信息帧（Ｉ帧）：信息帧用于传送有效信息或数据，通常简称Ｉ帧。Ｉ帧以控制字第一位为“0”来标志。信息帧的控制字段中的N（S）用于存放发送帧序号，以使发送方不必等待确认而连续发送多帧。N（R）用于存放接收方下一个预期要接收的帧的序号，N（R）=5，即表示接收方下一帧要接收5号帧，换言之，5号帧前的各帧接收到。N（S）和N（R）均为3位二进制编码，可取值０～７。
（2）监控帧（S帧）：监控帧用于差错控制和流量控制，通常简称S帧。S帧以控制字段第一、二位为“10”来标志。S帧带信息字段，只有6个字节即48个比特。S帧的控制字段的第三、四位为S帧类型编码，共有四种不同编码，分别表示：
00——接收就绪（RR），由主站或从站发送。主站可以使用RR型S帧来轮询从站，即希望从站传输编号为N（R）的I帧，若存在这样的帧，便进行传输；从站也可用RR型S帧来作响应，表示从站希望从主站那里接收的下一个I帧的编号是N（R）。
01——拒绝（REJ），由主站或从站发送，用以要求发送方对从编号为N（R）开始的帧及其以后所有的帧进行重发，这也暗示N（R）以前的I帧已被正确接收。
10——接收未就绪（RNR），表示编号小于N（R）的I帧已被收到，但目前正处于忙状态，尚未准备好接收编号为N（R）的I帧，这可用来对链路流量进行控制。
11——选择拒绝（SREJ），它要求发送方发送编号为N（R）单个I帧，并暗示它编号的I帧已全部确认。
可以看出，接收就绪RR型S帧和接收未就绪RNR型S帧有两个主要功能：首先，这两种类型的S帧用来表示从站已准备好或未准备好接收信息；其次，确认编号小于N（R）的所有接收到的I帧。拒绝REJ和选择拒绝SREJ型S帧，用于向对方站指出发生了差错。REJ帧用于GO-back-N策略，用以请求重发N（R）以前的帧已被确认，当收到一个N（S）等于REJ型S帧的N（R）的I帧后,REJ状态即可清除。SREJ帧用于选择重发策略，当收到一个N（S）等SREJ帧的N（R）的I帧时，SREJ状态即应消除。
（3）无编号帧（U帧）：无编号帧因其控制字段中不包含编号N（S）和N（R）而得名，简称U帧。U帧用于提供对链路的建立、拆除以及多种控制功能，这些控制功能5个M位（M1、M2、M3、M4、M5，也称修正位）来定义。5个M位可以定义32种附加的命令功能或32种应答功能，但目前许多是空缺的。
3BSC和HDLC特点的比较编辑本段回目录
 |
| 数据链路层 |
（2）传输效率：HDLC开始发送一帧后，就要连续不断地发完该帧，而BSC的同一数据块中的不同字符之间可能有时间间隔，这些间隔用SYN字符填充。HDLC可以同时确认几个帧，而BSC则在发完一数据块后必须要等待确认（即“停一等”方式）。HDLC中的每个帧都含有地址字段A，在多点结构中，每个从站只接收含有本站地址的帧，因此，主站在选中一个从站并与之通信的同时，不用拆链，便可选择其它的站通信，即同时与多个站建立链路。而在BSC中，从建链开始，两站之间的链路通道就一直保持到传输结束为止。由于以上特点，HDLC的传输效率高于BSC的传输效率。
（3）传输可靠性：HDLC中所有的帧（包括响应帧）都有FCS，在BSC的监控报文中只有字符校验能力而无块校验能力。HDLC中的I帧按窗口序号顺序编号，BSC的数据块不编号。由于以上特点，HDLD的传输可靠性比BSC高。 （4）数据透明性：HDLC采用“0比特插入法”对数据实现透明传输，传输信息的比特组合模式无任何限制。BSC用DLE字符填充法来实现透明传输，依赖于采用的字符编码集，且处理复杂。（5）信息传输格式：HDLC采用统一的帧格式来实现数据、命令、响应的传输，实施起来方便。而BSC的格式不统一，数据传送、正反向监控各规定了一套格式，给实施带来了不便。（6）链路控制：HDLC利用改变一帧中的控制字段的编码模式来完成各种规定的链路操作功能，提供的是面向比特的传输功能。BSC则是通过改变控制字符来完成链路操作功能，提供的是面向字符的传输功能。
