通訊網路/錯誤控制、流量控制、MAC

簡介

資料鏈路層是OSI模型中的第二層。它負責相鄰網路節點之間的通訊。它處理透過物理層進出資料。它還為網路層提供了一個定義明確的服務。資料鏈路層分為兩個子層。媒體訪問控制 (MAC) 和邏輯鏈路控制 (LLC)。

資料鏈路層確保已建立初始連線，將輸出資料劃分為資料幀，並處理接收方確認資料已成功到達。它還透過分析幀中特殊位置的位模式來確保已成功接收傳入資料。

在以下部分中，討論了資料鏈路層的功能 - 錯誤控制和流量控制。之後解釋了 MAC 層。在 MAC 層部分解釋了多路訪問協議。

錯誤控制

網路負責將資料從一臺裝置傳輸到另一臺裝置。從傳送應用程式到接收應用程式的端到端資料傳輸涉及許多步驟，每個步驟都可能發生錯誤。透過錯誤控制過程，我們可以確信傳輸和接收的資料是相同的。資料在傳輸過程中可能會損壞。為了可靠的通訊，必須檢測和糾正錯誤。

錯誤控制是檢測和糾正位級和資料包級錯誤的過程。

錯誤型別

單位元錯誤

單位元錯誤是指資料單元中只有一位從 1 變為 0 或從 0 變為 1。

突發錯誤

突發錯誤是指資料單元中兩位或多位發生了改變。突發錯誤也稱為資料包級錯誤，其中存在資料包丟失、重複、亂序等錯誤。

錯誤檢測

錯誤檢測是在傳送方和接收方之間傳輸過程中檢測錯誤的過程。

錯誤檢測型別

奇偶校驗
迴圈冗餘校驗 (CRC)
校驗和

冗餘

冗餘允許接收方檢查接收到的資料在傳輸過程中是否已損壞。這樣他就可以請求重新傳輸。冗餘是在錯誤檢測中使用額外位的概念。如圖所示，傳送方將冗餘位 (R) 新增到資料單元併發送到接收方，當接收方獲取位流並透過校驗函式時。如果沒有錯誤，則資料單元的資料部分被接受，冗餘位被丟棄。否則請求重新傳輸。

奇偶校驗

奇偶校驗新增一位表示前一個數據中 1 位的數量是奇數還是偶數。如果傳輸過程中更改了一位，則訊息將更改奇偶校驗，並且此時可以檢測到錯誤。奇偶校驗並不十分健壯，因為如果更改的位數是偶數，則校驗位將無效，並且不會檢測到錯誤。

單位元奇偶校驗
二維奇偶校驗

此外，奇偶校驗不會指示哪個位包含錯誤，即使它可以檢測到錯誤。資料必須完全丟棄並從頭開始重新傳輸。在嘈雜的傳輸介質上，成功傳輸可能需要很長時間，甚至永遠不會發生。然而，奇偶校驗的優勢在於它是使用一位空間的最佳程式碼。

迴圈冗餘校驗

CRC 是一種非常有效的冗餘校驗技術。它基於資料單元的二進位制除法，其餘數 (CRC) 新增到資料單元併發送到接收方。接收方用相同的除數除以資料單元。如果餘數為零，則資料單元被接受並傳遞到協議棧的上一層，否則它被認為在傳輸過程中已損壞，並且資料包被丟棄。

CRC 的順序步驟如下。

傳送方遵循以下步驟。

資料單元由比除數少一個的 0 的數量組成。
然後使用二進位制除法技術除以預定義的除數。餘數稱為 CRC。CRC 附加到資料單元併發送到接收方。

接收方遵循以下步驟。

當資料單元后跟 CRC 到達時，它被相同的除數除以，該除數用於找到 CRC（餘數）。
如果此除法過程中的餘數結果為零，則它就是無錯誤資料，否則它已損壞。

圖顯示了 CRC 過程的工作方式。

[a] 傳送方 CRC 生成器 [b] 接收方 CRC 校驗器

校驗和

校驗和是錯誤檢測機制的第三種方法。校驗和用於上層，而奇偶校驗和 CRC 用於物理層。校驗和也是基於冗餘的概念。

在校驗和機制中，要執行兩個操作。

校驗和生成器

傳送方使用校驗和生成器機制。首先將資料單元劃分為 n 位的相等段。然後使用 1 的補碼將所有段加在一起。然後再次對其進行一次補碼。它成為校驗和並與資料單元一起傳送。

Exp

如果要將 16 位 10001010 00100011 傳送到接收方。

因此校驗和被新增到資料單元併發送到接收方。最終資料單元為 10001010 00100011 01010000。

校驗和校驗器

接收方接收資料單元並將其劃分為相同大小的段。使用 1 的補碼將所有段加在一起。結果再次進行一次補碼。如果結果為零，則資料將被接受，否則將被拒絕。

Exp

如果最終資料非零，則它將被拒絕。

錯誤糾正

這種型別的錯誤控制允許接收方在傳輸過程中資料損壞時重建原始資訊。

漢明碼

它是一種使用冗餘位的單位元錯誤糾正方法。

在這種方法中，冗餘位與原始資料一起包含在內。現在，將位排列起來，以便不同的錯誤位產生不同的錯誤結果，並且可以識別損壞的位。一旦識別到位，接收方就可以反轉其值並糾正錯誤。漢明碼可以應用於任何長度的資料單元，並且使用資料和冗餘位之間的關係。

演算法

奇偶校驗位位於 2 的冪次 (2 r) 處。
其餘位置由原始資料填充。
每個奇偶校驗位將負責程式碼中的位。
最終程式碼將傳送到接收方。

在上面的示例中，我們計算了各種位組合的偶校驗。每個組合的值是相應 r（冗餘）位的的值。r1 將負責位 1、3、5、7、9、11。它根據偶校驗位的總和進行設定。其餘奇偶校驗位的相同方法。

如果錯誤發生在第 7 位，該位從 1 變為 0，則接收方會重新計算傳送方使用的相同位集。透過這種方式，我們可以識別錯誤發生的精確位置。一旦識別到位，接收方就可以反轉其值並糾正錯誤。

流量控制

流量控制是資料鏈路層的一個重要設計問題，它控制傳送方和接收方之間的資料流。

在通訊中，傳送方和接收方之間有通訊介質。當傳送方將資料傳送到接收方時，以下情況可能會出現問題

1) 傳送方以更高的速率傳送資料，而接收方過於遲緩而無法支援該資料速率。

為了解決上述問題，流量控制被引入資料鏈路層。它也適用於幾個更高層。流量控制的主要概念是在計算機網路中引入效率。

流量控制方法

基於反饋的流量控制
基於速率的流量控制

Feed back based Flow Control is used in Data Link Layer and Rate based Flow Control is used in Network Layer.

基於反饋的流量控制

在基於反饋的流量控制中，在傳送方收到接收方的反饋之前，它不會發送下一條資料。

基於反饋的流量控制型別

A. 停止-等待協議

B. 滑動視窗協議

A 一位滑動視窗協議
A 使用後退 N 的協議
A 使用選擇性重複的協議

A. 單工停止-等待協議

在這個協議中，我們做了以下假設

它提供從傳送方到接收方的資料單向流。
通訊通道被認為是無錯誤的。

在這個協議中，傳送方只需傳送資料並等待接收方的確認。這就是它被稱為停止-等待協議的原因。

這種型別效率不高，但它是流量控制最簡單的方法。

在這種方案中，我們將通訊通道視為無錯誤的，但如果通道存在一些錯誤，則接收方將無法從傳送方獲取正確的資料，因此傳送方將無法傳送下一條資料（因為它不會從接收方獲取確認）。因此，它將結束通訊，為了解決這個問題，引入了兩個新概念。

計時器，如果傳送方在特定時間內無法獲取確認，則它會再次將緩衝資料傳送到接收方。當傳送方開始傳送資料時，它會啟動計時器。
序列號，透過此序列號，傳送方將資料與特定的序列號一起傳送，因此在接收資料後，接收方將以該序列號傳送資料，並且在此處，傳送方也希望以相同的序列號獲得確認。

這種型別的方案稱為帶有重傳的肯定確認 (PAR)。

B. 滑動視窗協議

停止-等待協議的問題 在最後幾個協議中，傳送方必須等待接收方的肯定確認或超時才能將下一幀傳送到接收方。因此，如果傳送方已準備好傳送新資料，則它無法傳送。傳送方依賴於接收方。以前的協議只提供單向流，這意味著只有傳送方傳送資料，接收方只是確認它，因此使用了雙倍頻寬。

為了解決上述問題，引入了滑動視窗協議。

在其中，傳送方和接收方都使用緩衝區，其大小相同，因此無需等待發送方傳送第二條資料，它可以依次傳送，而無需等待接收方的確認。

它還解決了頻寬使用過多的問題，因為在這個方案中，傳送方和接收方都使用通道傳送資料，接收方只用它想傳送給傳送方的資訊來發送確認資訊，所以沒有專門的頻寬用於確認資訊，因此節省了頻寬，整個過程被稱為PIGGYBACKING。

滑動視窗協議型別

i. 一位滑動視窗協議

ii. 使用 Go Back N 的協議

iii. 使用選擇重傳的協議

i. 一位滑動視窗協議

此協議的緩衝區大小為一位，因此傳送方和接收方傳送和接收資料包的可能性僅為 0 和 1。此協議包含序列號、確認號和資料包編號。它使用全雙工通道，因此有兩種可能性

傳送方首先開始傳送資料，接收方在收到資料後開始傳送資料。
接收方和傳送方都同時開始傳送資料包。

第一種情況很簡單，並且執行良好，但第二種情況會出現錯誤。該錯誤可能類似於資料包重複，而沒有任何傳輸錯誤。

ii. 使用 Go Back N 的協議

流水線的問題是，如果傳送方傳送 10 個數據包，但第 8 個數據包出現問題，則需要重新發送所有資料。因此，引入了 Go Back N 和選擇重傳協議來解決此問題。在這個協議中，接收方有兩個可能性，它可能具有較大的視窗大小，也可能具有一個視窗大小。

接收方端的視窗大小可能很大，也可能只有一個。在接收方視窗大小為一個的情況下，如圖 (a) 所示，如果傳送方要傳送從 1 到 10 的資料包，但假設第 2 個數據包出現錯誤，那麼傳送方將從零、一、二等開始。這裡我們假設傳送方具有 8 的超時間隔。因此，超時將在 8 個數據包後發生，在此之前它不會等待確認。在這種情況下，接收方端的第 2 個數據包出現錯誤，其他直到第 8 個數據包都被接收方丟棄。因此，在這種情況下，資料丟失更多。

而在接收方端具有較大視窗大小的情況下，如圖 (b) 所示，如果第 2 個數據包出現錯誤，接收方將接受第 3 個數據包，但它會向傳送方傳送第 2 個數據包的 NAK，並緩衝第 3 個數據包。接收方對第 4 和第 5 個數據包執行相同的操作。當傳送方收到第 2 個數據包的 NAK 時，它會立即將第 2 個數據包傳送給接收方。收到第 2 個數據包後，接收方傳送第 5 個數據包的 ACK，表示它已收到前 5 個數據包。因此，不需要再次傳送第 3、第 4 和第 5 個數據包，它們在接收方端被緩衝。

iii. 使用選擇重傳的協議

使用 Go Back N 的協議在錯誤很少發生時效果很好，但如果線路很差，它會在重新傳輸的幀上浪費大量頻寬。因此，為了提供可靠性，引入了選擇重傳協議。在這個協議中，傳送方以 0 開始其視窗大小，並增長到某個預定義的最大值。接收方的視窗大小是固定的，等於傳送方視窗大小的最大值。接收方有一個緩衝區，為其固定視窗內的每個序列號保留。

每當一個幀到達時，其序列號就會被函式檢查，以檢視它是否在視窗內，如果是，並且它還沒有被收到，它就會被接受並存儲。無論網路層是否預期，都會執行此操作。

這裡傳送方和接收方的緩衝區大小為 7，如圖 (a) 所示，傳送方向接收方傳送 7 個幀，並啟動計時器。當接收方收到幀時，它會將 ACK 傳送回傳送方，並將幀傳遞給網路層。完成此操作後，接收方清空其緩衝區，增加序列號，並預期序列號為 7、0、1、2、3、4、5。但是，如果 ACK 丟失，傳送方將不會收到 ACK。因此，當計時器到期時，傳送方會將原始幀 0 到 6 重新傳輸給接收方。在這種情況下，接收方會接受幀 0 到 5（這些幀是重複的），並將其傳遞給網路層。在這種情況下，協議失敗。

為了解決重複問題，傳送方和接收方的緩衝區大小應為 (MAX SEQ + 1)/2，即要傳送的幀數量的一半。如圖 (c) 所示，傳送方傳送幀 0 到 3，因為它的視窗大小為 4。接收方接受幀，並將確認傳送給傳送方，並將幀傳遞給網路層，並將預期序列號從 4 增加到 7。如果 ACK 丟失，傳送方將再次將 0 到 3 傳送給接收方，但接收方期望 4 到 7，因此它不會接受。這樣就解決了重複問題。

MAC

資料鏈路層分為兩個子層：媒體訪問控制 (MAC) 層和邏輯鏈路控制 (LLC) 層。MAC 子層控制網路上的計算機如何獲得資料訪問許可權並獲得傳輸資料的許可。LLC 層控制幀同步、流量控制和錯誤檢查。

Mac 層是構成 OSI 參考模型資料鏈路層的子層之一。

MAC 層負責將資料包從一個網路介面卡 NIC 移動到另一個網路介面卡，穿過共享通道。

MAC 子層使用 MAC 協議來確保從不同站點透過相同通道傳送的訊號不會發生衝突。

不同的共享網路使用不同的協議，例如乙太網、令牌環、令牌匯流排和 WAN。

1. ALOHA

ALOHA 是一種簡單的通訊方案，其中網路中的每個源在有幀要傳送時都會發送其資料，而不檢查是否有其他站點處於活動狀態。每個站點在傳送幀後都會等待隱式或顯式確認。如果幀成功到達目的地，則傳送下一幀。如果幀未能到達目的地，則會再次傳送。

純 ALOHA ALOHA 是多路訪問中最簡單的技術。這種機制的基本思想是使用者可以隨時傳輸資料。如果資料成功傳輸，則不會出現問題。但如果發生衝突，則站點將再次傳輸。如果傳送方沒有收到接收方的確認，則可以檢測到衝突。

在 ALOHA 中，衝突機率相當高。ALOHA 適合流量較少的網路。理論上證明，ALOHA 的最大吞吐量為 18%。

                     P (success by given node) = P(node transmits) . P(no other node transmits in [t0-1,t0] . P(no other node transmits in [t0,t0 +1] 
                                               = p . (1-p)N-1 . (1-p)N-1

                 P (success by any of N nodes) = N . p . (1-p) N-1 . (1-p)N-1 
                                               … Choosing optimum p as N -->  infinity...
                                               = 1 / (2e) = .18 
                                               =18%

時隙 ALOHA

在 ALOHA 中，新發射的資料包可能會與正在進行的資料包發生衝突。如果所有資料包的長度相同，並且傳輸需要 L 個時間單位，那麼很容易看出，一個數據包會在 2L 長度的時窗內與任何其他資料包發生衝突。如果以某種方式縮短這個時窗，那麼衝突的數量就會減少，吞吐量就會增加。這種機制用於時隙 ALOHA 或 S-ALOHA。時間被劃分為長度為 L 的相等時隙。當一個站點想要傳送資料包時，它會等到下一個時隙的開始。

時隙 ALOHA 的優點

單個活動節點可以以通道的全速率連續傳輸
高度分散：僅節點中的時隙需要同步
簡單

時隙 ALOHA 的缺點

衝突，浪費時隙
空閒時隙
時鐘同步

時隙 ALOHA 的效率

假設有 N 個節點，它們有許多幀要傳送。每個節點將幀傳送到時隙的機率為 p。
節點 1 成功獲得時隙的機率為 p.(1-p)N-1
每個節點都成功的機率為 N.p.(1-p)N-1
為了最大限度地提高 N 個節點的效率，找到使 Np(1-p)N-1 最大化的 p*。
對於許多節點，當 N 趨於無窮大時，求 Np*(1-p*)N-1 的極限，得到 1/e = .37

時隙 ALOHA 的明顯優勢是更高的吞吐量。但由於需要時間同步，它會增加站點的複雜性和頻寬開銷。

2. 載波偵聽多路訪問協議 (CSMA)

對於時隙 ALOHA，可以實現的最佳通道利用率為 1/e。為了提高效能，開發了多種協議。

偵聽載波並相應地採取行動的協議稱為載波偵聽協議。載波偵聽允許站點檢測介質當前是否正在使用。使用載波偵聽電路的方案統稱為載波偵聽多路訪問或 CSMA 方案。CSMA 有兩種變體：CSMA/CD 和 CSMA/CA

最簡單的 CSMA 方案是，如果介質空閒，站點會偵聽介質，立即傳送資料包。如果站點等待介質空閒，則稱為持續的，否則稱為非持續的。

a. 持續

當一個站點有資料要傳送時，它首先會偵聽通道，以檢查是否有人在傳輸資料。如果它檢測到通道空閒，站點開始傳輸資料。如果它檢測到通道繁忙，它會等到通道空閒。當一個站點檢測到通道空閒時，它會以機率 P 傳輸其幀。這就是為什麼這個協議被稱為p-持續 CSMA。此協議適用於時隙通道。當一個站點發現通道空閒時，如果它以機率 1 傳輸幀，則該協議被稱為1-持續。1-持續協議是最積極的協議。

b. 非持續

非持續 CSMA 比 P 持續協議不那麼積極。在這個協議中，在傳送資料之前，站點會偵聽通道，如果通道空閒，它會開始傳輸資料。但如果通道繁忙，站點不會持續偵聽，而是等待隨機的時間，並重復演算法。這裡的演算法可以提高通道利用率，但也導致比 1-持續更長的延遲。

CSMA/CD

載波偵聽多路訪問/衝突檢測是一種用於多路訪問協議的技術。如果沒有傳輸正在進行，則特定站點可以傳輸。如果兩個站點試圖同時傳輸，這會導致衝突，所有參與的站點都會檢測到衝突。在隨機時間間隔後，發生衝突的站點會嘗試再次傳輸。如果再次發生衝突，則選擇隨機等待時間的時間間隔會逐步增加。這被稱為指數退避。

指數退避演算法

介面卡獲取資料報並建立幀
如果介面卡檢測到通道空閒（9.6 微秒），它將開始傳輸幀。如果檢測到通道繁忙，則等待通道空閒，然後傳輸。
如果介面卡在未檢測到其他傳輸的情況下傳輸了整個幀，則介面卡已完成幀傳輸！
如果介面卡在傳輸過程中檢測到其他傳輸，則中止併發送阻塞訊號。
中止後，介面卡進入指數退避：在第 m 次衝突後，介面卡從 {0,1,2,…,2m-1} 中隨機選擇一個 K。介面卡等待 K*512 位時間（即時隙）並返回步驟 2。
在第 10 次重試後，隨機數停止在 1023。在第 16 次重試後，系統停止重試。

CSMA/CA

CSMA/CA 是載波偵聽多路訪問/衝突避免。在這種多路訪問協議中，站點在傳輸幀之前偵聽介質。該協議旨在提高 CSMA 的效能。CASMA/CA 用於基於 802.11 的無線區域網。在無線區域網中，在傳輸時無法監聽介質。因此，衝突檢測不可行。

在 CSMA/CA 中，當站點檢測到衝突時，它會等待隨機時間。然後，在傳輸資料包之前，它會監聽介質。如果站點檢測到介質空閒，它將開始傳輸資料包。如果檢測到介質繁忙，它會等待通道空閒。

當 A 想要向 B 傳輸資料包時，首先它會向 B 傳送 30 位元組的 RTS（請求傳送）資料包，其中包含長度 L。如果 B 空閒，它會用 CTS（允許傳送）資料包向 A 傳送響應。這裡，任何監聽 CTS 資料包的裝置都將在 L 持續時間內保持靜默。當 A 收到 CTS 時，它會向 B 傳送長度為 L 的資料。

該協議存在一些問題。

隱藏站點問題
暴露站點問題

1. 隱藏站點問題（圖 a）

當一個站點向另一個站點/接收器傳送資料包時，一些不在傳送方範圍內的其他站點可能會開始向同一個接收器傳送資料包。這將導致資料包衝突。這個問題將在下面更詳細地解釋。

假設 A 正在向 B 傳送資料包。現在，同時 D 也想向 B 傳送資料包。這裡 D 無法聽到 A。因此，D 也會將資料包傳送到 B。因此會發生衝突。

2. 暴露站點問題（圖 b）

當 A 正在傳送資料包時，C 也會聽到。因此，如果站點想傳送資料包到 D，它仍然不會發送。這將降低協議的效率。這個問題稱為暴露站點問題。

為了解決這些問題，802.11 支援兩種操作。

DCF（分散式協調功能）
PCF（點協調功能）

DCF

DCF 不使用中央控制。它使用 CSMA/CA 協議。它使用物理通道感知和虛擬通道感知。這裡，當一個站點想要傳送資料包時，它首先會感知通道。如果通道空閒，則立即開始傳輸。在傳輸過程中，它不會感知通道，但會發出整個幀。如果接收器已開始傳輸，則該幀可能會在接收器端被破壞。在這種情況下，如果發生衝突，發生衝突的站點會使用二進位制指數退避演算法等待隨機時間，並稍後嘗試再次傳輸。

下面給出的圖解釋了虛擬感知。

這裡，A 想要向 B 傳送資料包。站點 C 在 A 的範圍內。站點 D 在 B 的範圍內，但不在 A 的範圍內。當 A 想向 B 傳送資料包時，它首先會向 B 傳送 RTS（30 位元組）資料包，請求傳送資料包的許可。在響應中，如果 B 想要授予許可，它會向 A 傳送 CTS 資料包，允許 A 傳送資料包。當 A 收到其幀時，它會啟動 ACK 定時器。當幀成功傳輸時，B 會發送 ACK 幀。這裡，如果 A 的 ACK 時間在收到 B 的 ACK 幀之前過期，則整個過程將再次執行。這裡，對於站點 C 和 D，當站點 A 向站點 B 傳送 RTS 時，RTS 也將被 C 接收。透過檢視 RTS 中提供的資訊，C 會意識到有人正在傳送資料包，以及整個序列將持續多長時間，包括最終的 ACK。因此，C 會自行斷言一種虛擬通道繁忙狀態（如圖所示，由 NAV（網路分配向量）指示）。在特定時間內保持靜默。站點 D 不會收到 RTS，但會收到來自 B 的 CTS。因此，B 也會為自己斷言 NAV 訊號。

如果通道噪聲太大，當 A 向 B 傳送幀並且幀太大時，則幀被損壞的可能性更大，因此幀將被重新傳輸。C 和 D 兩個站點也會保持靜默，直到整個幀成功傳輸。為了解決噪聲通道的問題，802.11 允許將幀分割成更小的片段。一旦使用 CTS 和 RTS 獲取了通道，就可以連續傳送多個段。段的序列稱為碎片突發。碎片化透過將重傳限制在損壞的片段而不是整個幀來提高吞吐量。

PCF

PCF 機制使用基站來控制其小區中的所有活動。基站輪詢其他站點，詢問它們是否有要傳送的幀。在 PCF 中，由於它是集中式的，因此不會發生衝突。在輪詢機制中，基站定期（每秒 10 到 100 次）廣播信標幀。信標幀包含系統引數，例如跳頻序列、駐留時間、時鐘同步等。它還會邀請新站點註冊。所有已註冊的站點都有保證可以獲得一定比例的頻寬。因此，在 PCF 中，服務質量得到保證。

所有實現都必須支援 DCF，但 PCF 是可選的。PCF 和 DCF 可以共存於一個小區內。分散式控制和集中式控制可以使用幀間時間間隔同時執行。定義了四個間隔。下面給出的圖顯示了這四個間隔。

SIFS - 短幀間間隔
PIFS - PCF 幀間間隔
DIFS - DCF 幀間間隔
EIFS - 擴充套件幀間間隔

More about this has been explained in section 3 of Data Link Layer.

輪流 MAC 協議

輪詢

在輪詢中，主節點邀請從節點輪流傳輸。單點故障（主節點故障）、輪詢開銷、延遲是輪詢中的問題。

點陣圖保留

在點陣圖保留中，站點提前預留競爭時隙。輪詢開銷和延遲是該協議中的問題。

令牌傳遞

在這個協議中，令牌按順序從一個節點傳遞到下一個節點。單點故障（令牌）、令牌開銷、延遲是令牌傳遞中的問題。

問題

解釋隱藏站點和暴露站點問題。
解釋二進位制指數退避演算法。
兩個 CSMA/C 站點正在嘗試傳輸長檔案。每傳送一個幀後，它們使用二進位制指數退避演算法競爭通道。連線在第 k 輪結束的機率是多少？
在 CRC 中，如果資料單元為 101100，除數為 1010，餘數為 110，則接收器處的被除數是什麼？（答案：）

進一步閱讀

維基百科對此主題有更多內容。

OSI 模型

序列程式設計：錯誤校正方法