《计算机网络》书籍文献（上，蔡开裕，PDF格式电子书，中文版）第5章局域网.pdf_大学文库

Chi通a-pub.coM 下载第5章局域网计算机局域网一般采用共享介质，这样可以节约局域网的造价。对于共享介质，关键问题是当多个站点要同时访问介质时，如何进行控制，这就涉及到局域网的介质访问控制(Medium Access Control,MAC)协议。本章我们首先介绍局域网中的介质访问控制协议，然后介绍常用的两种局域网：以太网和令牌环网，最后介绍局域网互连设备，即网桥。 5.1介质访问控制正如我们在第2章所介绍的那样，对于单个信道的访问控制可以采用传统的频分多路复用技术。如果网络中有N个用户，则可以将信道按频率划分成N个逻辑子信道，每个用户分配一个频段。由于每个用户都有各自的频段，所以相互之间不会产生干扰。频分多路复用(FOM)的技术在用户数目固定且每个用户通信量都较大时是一种比较简单且有效的信道访问控制策略。然而对于用户数目经常变化且用户通信量也经常发生变化的局域网来说，FDM存在一些问题。例如，对于前面提到的将信道划分为N个频段的情况，如果网络中当前希望通信的用户数目少于W时，许多宝贵的频段资源就会被浪费：而如果有超过N个以上的用户希望通信时，则其中的某些用户会因为没有分配到频段而不能进行通信，即使这时已分配到频段的用户并没有通信需求，这些频段资源也不能被其他用户使用。如果我们设法将网络用户的数目维持在N个左右，是否就可以使用静态FDM分配策略呢？答案是否定的。下面我们通过一个简单的排队论计算来阐述这个问题。假设信道的容量是C位/秒，其数据到达率为入帧秒，每帧长度服从指数分布，且帧的平均长度为1/此特帧，则信道传输一帧的平均时间应为： T=MC-X 如果将单个信道划分为N个独立的子信道后，其中每个子信道的容量应为CW位/秒，每个子信道的数据到达率为λ/N帧/秒，帧的平均长度仍为1/μ比特/帧，则此时传输一帧所需的时间 T为： H(CIN)-(.IN)HC-NT 由此可以看出，采用FDM分配策略将会导致传输一帧所需的时间为单个信道时的N倍。同样的道理，对于时分多路复用(TDM)技术也会产生同样的问题。在TDM中，设信道的使用时间被均匀分为N个时隙，每个用户静态地占用一个时隙。假如用户在规定的时隙内没有通言，也将造成资源的浪费。由此可见，传统的多路复用技术并不能有效地处理局域网中用户通信的突发性，因此我们必须采用新的介质访问控制协议

下载第5章局域网计算机局域网一般采用共享介质，这样可以节约局域网的造价。对于共享介质，关键问题是当多个站点要同时访问介质时，如何进行控制，这就涉及到局域网的介质访问控制（ M e d i u m Access Control，M A C）协议。本章我们首先介绍局域网中的介质访问控制协议，然后介绍常用的两种局域网：以太网和令牌环网，最后介绍局域网互连设备，即网桥。 5.1 介质访问控制正如我们在第2章所介绍的那样，对于单个信道的访问控制可以采用传统的频分多路复用技术。如果网络中有 N个用户，则可以将信道按频率划分成 N个逻辑子信道，每个用户分配一个频段。由于每个用户都有各自的频段，所以相互之间不会产生干扰。频分多路复用（ F O M）的技术在用户数目固定且每个用户通信量都较大时是一种比较简单且有效的信道访问控制策略。然而对于用户数目经常变化且用户通信量也经常发生变化的局域网来说，F D M存在一些问题。例如，对于前面提到的将信道划分为 N个频段的情况，如果网络中当前希望通信的用户数目少于 N时，许多宝贵的频段资源就会被浪费；而如果有超过 N个以上的用户希望通信时，则其中的某些用户会因为没有分配到频段而不能进行通信，即使这时已分配到频段的用户并没有通信需求，这些频段资源也不能被其他用户使用。如果我们设法将网络用户的数目维持在 N个左右，是否就可以使用静态 F D M分配策略呢？答案是否定的。下面我们通过一个简单的排队论计算来阐述这个问题。假设信道的容量是C位/秒，其数据到达率为帧/秒，每帧长度服从指数分布，且帧的平均长度为1 / µ比特帧，则信道传输一帧的平均时间T应为：如果将单个信道划分为 N个独立的子信道后，其中每个子信道的容量应为 C/N位/秒，每个子信道的数据到达率为 /N帧/秒，帧的平均长度仍为1 /µ比特/帧，则此时传输一帧所需的时间 TF D M为：由此可以看出，采用F D M分配策略将会导致传输一帧所需的时间为单个信道时的 N倍。同样的道理，对于时分多路复用（ T D M）技术也会产生同样的问题。在 T D M中，设信道的使用时间被均匀分为N个时隙，每个用户静态地占用一个时隙。假如用户在规定的时隙内没有通信，也将造成资源的浪费。由此可见，传统的多路复用技术并不能有效地处理局域网中用户通信的突发性，因此我们必须采用新的介质访问控制协议。 TFDM = 1 (C /N)- ( / N) = N C- = NT T = 1 C-

68 第二部分底层物理网络 China-pub.c 下载 5.1.1 ALOHA协议 ALOHA协议是20世纪70年代在夏威夷大学由Norman Abramson.及其同事发明的，目的是为了解决地面无线电广播信道的争用问题。ALOHA协议分为纯ALOHA和分槽ALOHA两种。 1纯ALOHA ALOHA协议的思想很简单，只要用户有数据要发送，就尽管让他们发送。当然，这样会产生冲突从而造成帧的破坏。但是，由于广播信道具有反馈性，因此发送方可以在发送数据的过程中进行冲突检测，将接收到的数据与缓冲区的数据进行比较，就可以知道数据帧是否遭到破坏。同样的道理，其他用户也是按照此过程工作。如果发送方知道数据帧遭到破坏（即检测到冲突)，那么它可以等待一段随机长的时间后重发该帧。对于局域网LAN,反馈信息很快就可以得到；而对于卫星网，发送方要在270ms后才能确认数据发送是否成功。通过研究证明，纯 ALOHA协议的信道利用率最大不超过18%(1/2e)。 2.分槽ALOHA 1972年，Roberts发明了一种能把信道利用率提高一倍的信道分配策略，即分槽ALOHA协议。他的思想是用时钟来统一用户的数据发送。办法是将时间分为离散的时间片，用户每次必须等到下一个时间片才能开始发送数据，从而避免了用户发送数据的随意性，减少了数据产生冲突的可能性，提高了信道的利用率。在分槽ALOHA系统中，计算机并不是在用户按下回车键后就立即发送数据，而是要等到下一个时间片开始时才发送。这样，连续的纯ALOHA就变成离散的分槽ALOHA。由于冲突的危险区平均减少为纯ALOHA的一半，因此分槽ALOHA的信道利用率可以达到36%(1/e),是纯ALOHA协议的两倍。但对于分槽ALOHA,用户数据的平均传输时间要高于纯ALOHA系统。 5.1.2CSMA协议分槽ALOHA协议的最大信道利用率仅为I/e,而纯ALOHA协议的信道利用率为I/2e,这点并不奇怪。原因是上述的ALOHA协议中，各站点在发送数据时从不考虑其他站点是否已经在发送数据，这样当然会引起许多冲突。由于在局域网中，一个站点可以检测到其他站点在干什么，从而也就可以相应地调整自己的动作，这样的协议可以大大提高信道的利用率。对于站点在发送数据前进行载波侦听，然后再采取相应动作的协议，人们称其为载波侦听多路访问(Carrier Sense Multiple Access,CSMA)协议。CSMA协议有几种类型，我们将分别进行讨论。 I.-坚持CSMA(1-persistent CSMA) I-坚持CSMA协议的工作过程是：某站点要发送数据时，它首先侦听信道，看看是否有其他站点正在发送数据。如果信道空闲，该站点立即发送数据；如果信道忙，该站点继续侦听信道直到信道变为空闲，然后发送数据；之所以称其为1-坚持CSMA,是因为站点一旦发现信道空闲，将以概率1发送数据。 2.非坚持CSMA(nonpersistent CSMA) 对于非坚持CSMA协议，站点比较“理智”，不像1-坚持CSMA协议那样“贪婪”。同样的道

5.1.1 ALOHA协议 A L O H A协议是2 0世纪7 0年代在夏威夷大学由 Norman Abramson及其同事发明的，目的是为了解决地面无线电广播信道的争用问题。 A L O H A协议分为纯A L O H A和分槽A L O H A两种。 1. 纯A L O H A A L O H A协议的思想很简单，只要用户有数据要发送，就尽管让他们发送。当然，这样会产生冲突从而造成帧的破坏。但是，由于广播信道具有反馈性，因此发送方可以在发送数据的过程中进行冲突检测，将接收到的数据与缓冲区的数据进行比较，就可以知道数据帧是否遭到破坏。同样的道理，其他用户也是按照此过程工作。如果发送方知道数据帧遭到破坏（即检测到冲突），那么它可以等待一段随机长的时间后重发该帧。对于局域网 L A N，反馈信息很快就可以得到；而对于卫星网，发送方要在 2 7 0 m s后才能确认数据发送是否成功。通过研究证明，纯 A L O H A协议的信道利用率最大不超过 1 8 %（1 / 2e）。 2. 分槽A L O H A 1 9 7 2年，R o b e r t s发明了一种能把信道利用率提高一倍的信道分配策略，即分槽 A L O H A协议。他的思想是用时钟来统一用户的数据发送。办法是将时间分为离散的时间片，用户每次必须等到下一个时间片才能开始发送数据，从而避免了用户发送数据的随意性，减少了数据产生冲突的可能性，提高了信道的利用率。在分槽 A L O H A系统中，计算机并不是在用户按下回车键后就立即发送数据，而是要等到下一个时间片开始时才发送。这样，连续的纯 A L O H A就变成离散的分槽A L O H A。由于冲突的危险区平均减少为纯 A L O H A的一半，因此分槽A L O H A的信道利用率可以达到3 6 %（1 /e），是纯A L O H A协议的两倍。但对于分槽 A L O H A，用户数据的平均传输时间要高于纯A L O H A系统。 5.1.2 CSMA协议分槽A L O H A协议的最大信道利用率仅为 1 /e，而纯A L O H A协议的信道利用率为 1 / 2e，这一点并不奇怪。原因是上述的 A L O H A协议中，各站点在发送数据时从不考虑其他站点是否已经在发送数据，这样当然会引起许多冲突。由于在局域网中，一个站点可以检测到其他站点在干什么，从而也就可以相应地调整自己的动作，这样的协议可以大大提高信道的利用率。对于站点在发送数据前进行载波侦听，然后再采取相应动作的协议，人们称其为载波侦听多路访问（Carrier Sense Multiple Access，C S M A）协议。C S M A协议有几种类型，我们将分别进行讨论。 1. 1-坚持C S M A（1-persistent CSMA） 1-坚持C S M A协议的工作过程是：某站点要发送数据时，它首先侦听信道，看看是否有其他站点正在发送数据。如果信道空闲，该站点立即发送数据；如果信道忙，该站点继续侦听信道直到信道变为空闲，然后发送数据；之所以称其为 1-坚持C S M A，是因为站点一旦发现信道空闲，将以概率1发送数据。 2. 非坚持C S M A（nonpersistent CSMA）对于非坚持C S M A协议，站点比较“理智”，不像1-坚持C S M A协议那样“贪婪”。同样的道 68第第第二部分第底层物理网络下载

Ci道apub:coM 第5章局城网 69 下载理，站点在发送数据之前要侦听信道。如果信道空闲，立即发送数据；如果信道忙，站点不再继续侦听信道，而是等待一个随机长的时间后，再重复上述过程。定性分析一下，就可以知道非坚持CSMA协议的信道利用率会比1-坚持CSMA好一些，但数据传输时间可能会长一些。 3.p-坚持CSMA(p-persistent CSMA) P-坚持CSMA主要是用于分槽ALOHA。其基本工作原理是，一个站点在发送数据之前，首先侦听信道。如果信道空闲，便以概率p发送数据，以概率1-p把数据发送推迟到下一个时间片：如果下一个时间片信道仍然空闲，便再次以概率p发送数据，以概率1-将其推迟到下下个时间片。此过程一直重复，直到将数据发送出去或是其他站点开始发送数据。如果该站点开始侦听信道就发现信道忙，那么它就等到下一个时间片继续侦听信道，然后重复上述过程。在上述三个协议中，都要求站点在发送数据之前侦听信道，并且只有在信道空闲时才有可能发送数据。但即便如此，仍然存在发生冲突的可能。考虑下面的例子：假设某站点已经在发送数据，但由于信道的传播延迟，它的数据信号还未到达另外一个站点，而另外一个站点此时正好要发送数据，则它侦听到信道处于空闲状态，也开始发送数据从而导致冲突。一般来说信道的传播延迟越长，协议的性能越差。 5.1.3CSMA/CD协议 I-坚持和非坚持CSMA协议都是对ALOHA协议的改进，CSMA协议要求站点在发送数据之前先侦听信道。如果信道空闲，站点就可以发送数据：如果信道忙，站点则不能发送数据。我们还可以对CSMA协议作进一步的改进，要求站点在发送数据过程中进行冲突检测，而一旦检测到冲突立即停止发送数据。这样的协议被称为带冲突检测的载波侦听多路访问协议，即 CSMA/CD Carrier Sense Multiple Access with Collision Detection CSMA/CD协议的工作原理是：某站点想要发送数据，必须首先侦听信道。如果信道空闲立即发送数据并进行冲突检测；如果信道忙，继续侦听信道，直到信道变为空闲，才继续发送数据并进行冲突检测。如果站点在发送数据过程中检测到冲突，它将立即停止发送数据并等待个随机长的时间，重复上述过程。下面仔细研究一下CSMA/CD协议。假设某个站点正好同时在t0处开始发送数据，那么站点需要多长时间后才能发现冲突？检测到冲突的最短时间应该是信号从一个站点传输到另一个站点所需的时间。基于上述推理，读者可能会认为，假设某站点从开始发送数据起的整个电缆传输时间内未检测到冲突，就可以确认自已“抓住”了电缆。所谓“抓住”指的是其他站点知道该站点在使用电缆，因而不会干扰该站点的数据传输。实际上这个推断是错误的。考虑图5-1所给出的一种最坏的情况。在图5-1中，A、B两个站点的传播延迟是t。假设在0时刻，站点A开始发送数据，经过T-E 后（即信号快到达最远站点B之前），由于A站点发送的数据信号还未到达B站点，因此B站点侦听信道时认为信道是空闲的，B也发送数据。当然，B站点很快检测到冲突而取消数据发送，而站点A则要等到2π时刻后才能检测到冲突。也就是说，对于该模型中的站点，必须在经过2π时间内都没有检测到冲突时，才能确定该站点“抓住”信道。我们一般把2红称为“冲突窗口

理，站点在发送数据之前要侦听信道。如果信道空闲，立即发送数据；如果信道忙，站点不再继续侦听信道，而是等待一个随机长的时间后，再重复上述过程。定性分析一下，就可以知道非坚持C S M A协议的信道利用率会比1-坚持C S M A好一些，但数据传输时间可能会长一些。 3. p-坚持C S M A（p-persistent CSMA） p-坚持C S M A主要是用于分槽A L O H A。其基本工作原理是，一个站点在发送数据之前，首先侦听信道。如果信道空闲，便以概率 p发送数据，以概率 1-p把数据发送推迟到下一个时间片；如果下一个时间片信道仍然空闲，便再次以概率 p发送数据，以概率 1-p将其推迟到下下一个时间片。此过程一直重复，直到将数据发送出去或是其他站点开始发送数据。如果该站点一开始侦听信道就发现信道忙，那么它就等到下一个时间片继续侦听信道，然后重复上述过程。在上述三个协议中，都要求站点在发送数据之前侦听信道，并且只有在信道空闲时才有可能发送数据。但即便如此，仍然存在发生冲突的可能。考虑下面的例子：假设某站点已经在发送数据，但由于信道的传播延迟，它的数据信号还未到达另外一个站点，而另外一个站点此时正好要发送数据，则它侦听到信道处于空闲状态，也开始发送数据从而导致冲突。一般来说，信道的传播延迟越长，协议的性能越差。 5.1.3 CSMA/CD协议 1-坚持和非坚持C S M A协议都是对A L O H A协议的改进，C S M A协议要求站点在发送数据之前先侦听信道。如果信道空闲，站点就可以发送数据；如果信道忙，站点则不能发送数据。我们还可以对C S M A协议作进一步的改进，要求站点在发送数据过程中进行冲突检测，而一旦检测到冲突立即停止发送数据。这样的协议被称为带冲突检测的载波侦听多路访问协议，即 C S M A / C D（Carrier Sense Multiple Access with Collision Detection）协议。 C S M A / C D协议的工作原理是：某站点想要发送数据，必须首先侦听信道。如果信道空闲，立即发送数据并进行冲突检测；如果信道忙，继续侦听信道，直到信道变为空闲，才继续发送数据并进行冲突检测。如果站点在发送数据过程中检测到冲突，它将立即停止发送数据并等待一个随机长的时间，重复上述过程。下面仔细研究一下 C S M A / C D协议。假设某个站点正好同时在 t 0处开始发送数据，那么站点需要多长时间后才能发现冲突？检测到冲突的最短时间应该是信号从一个站点传输到另一个站点所需的时间。基于上述推理，读者可能会认为，假设某站点从开始发送数据起的整个电缆传输时间内未检测到冲突，就可以确认自己“抓住”了电缆。所谓“抓住”指的是其他站点知道该站点在使用电缆，因而不会干扰该站点的数据传输。实际上这个推断是错误的。考虑图 5 - 1所给出的一种最坏的情况。在图5 - 1中，A、B两个站点的传播延迟是。假设在0时刻，站点 A开始发送数据，经过 - 后（即信号快到达最远站点 B之前），由于A站点发送的数据信号还未到达 B站点，因此B站点侦听信道时认为信道是空闲的， B也发送数据。当然， B站点很快检测到冲突而取消数据发送，而站点A则要等到2 时刻后才能检测到冲突。也就是说，对于该模型中的站点，必须在经过 2 时间内都没有检测到冲突时，才能确定该站点“抓住”信道。我们一般把 2 称为“冲突窗口”。第5章第局域网第第6 9 下载

Chi山a-pub.c0M 第5章局城网 71 下载 5.2以太网和1EEE802.3 以太网(Ethernet)是一种总线式局域网，以基带同轴电缆作为传输介质，采用CSMA/CD 协议，如图5-3所示。口口同轴电缆以太网最早来源于Xerox公司著名的PARC (Palo Alto Research Center)研究中心于1973年建造的第1个2.94Mbps的CSMA/CD系统，该系工作站统可以在14米的电缆上连接100多个个人工作站。 Xerox公司建造的以太网是如此的成功，于图53以太网拓扑结构是Xerox、DEC和Intel公司于1980年联合起草了以太网标准，并于1982年发表了第2版本的以太网标准。1985年，EEE802委员会吸收以太网为EEE802.3标准，并对其进行了修改。以太网标准和IEEE802.3标准的主要区别是：以太网标准只描述了使用50Q同轴电缆、数据传输率为 10Mbps的的总线局域网，而且以太网标准包括ISO数据链路层和物理层的全部内容；而 IEEE802.3标准描述了运行在各种介质上的、数据传输率从1Mbps~10Mbps的所有采用 CSMA/CD协议的局域网，而且IEEE802.3标准只定义了ISO参考模型中的数据链路层的一个子层 (即介质访问控制MAC子层)和物理层，而数据链路层的逻辑链路控制LLC子层由IEEE802.2描述。另外，以太网和IEEE802.3在帧格式上有所不同，我们将在介绍1EEE802.3帧格式时加以说明。下面我们主要是针对EEE802.3标准展开讨论。 5.2.1物理层标准 IEEE802.3支持不同的物理层标准，而这些不同的物理层标准意味着IEEE802.3可以使用不同的物理介质和物理层接口。1EEE802.3的不同物理层标准如表5-1所示。表5-1EEE802.3物理层标准名称介质最大长度段工作站数目段特点 10Base5 粗同轴电缆 500m 100 适合于主干 10Rase? 细同轴电缆 200m 30 低度的网络 10Base-T 双饺线 100m 24 易于安装和维护 1OBase-F 光纤 2000m 1024 远程工作站连接第1种电缆是10Base5,我们俗称为“粗以太电缆”。10Base电缆类似于一个黄色的花园用水管，每隔2.5米有一个标记，标明是分接头插入处。工作站通过收发器电缆和收发器上的分接头连入粗以太电缆。收发器牢牢地夹在电缆上，使得触针能够接触到电缆的内芯。收发器内部有电子线路用于载波侦听和冲突检测。当检测到冲突时，收发器就在电缆上产生一个特殊的无效信号，确保其他收发器也能尽快知道产生了冲突。收发器电缆将收发器与网络接口板连起来。收发器电缆的最大长度为50m 。由带内右4对屏蔽双绞线，其中2对分别用于数据的输人和输出，1对用于冲突指示，另1对用于向收发器供电。设置冲突指示线对是为了能在收发器中识别冲突，因为网络接口板从输入数据线中检测冲突较为困难。以太网收发器电缆连接器的引脚分配如表5-2所示

5.2 以太网和IEEE 802.3 以太网（E t h e r n e t）是一种总线式局域网，以基带同轴电缆作为传输介质，采用 C S M A / C D 协议，如图5 - 3所示。以太网最早来源于 X e r o x公司著名的 PA R C （Palo Alto Research Center）研究中心于1 9 7 3年建造的第1个2 . 9 4 M b p s的C S M A / C D系统，该系统可以在1 4米的电缆上连接1 0 0多个个人工作站。 X e r o x公司建造的以太网是如此的成功，于是X e r o x、D E C和I n t e l公司于1 9 8 0年联合起草了以太网标准，并于 1 9 8 2年发表了第2版本的以太网标准。1 9 8 5年，I E E E 8 0 2委员会吸收以太网为 I E E E 8 0 2 . 3标准，并对其进行了修改。以太网标准和I E E E 8 0 2 . 3标准的主要区别是：以太网标准只描述了使用 5 0 W同轴电缆、数据传输率为 1 0 M b p s的的总线局域网，而且以太网标准包括 I S O数据链路层和物理层的全部内容；而 I E E E 8 0 2 . 3标准描述了运行在各种介质上的、数据传输率从 1 M b p s～1 0 M b p s的所有采用 C S M A / C D协议的局域网，而且I E E E 8 0 2 . 3标准只定义了I S O参考模型中的数据链路层的一个子层（即介质访问控制 M A C子层）和物理层，而数据链路层的逻辑链路控制 L L C子层由I E E E 8 0 2 . 2描述。另外，以太网和 I E E E 8 0 2 . 3在帧格式上有所不同，我们将在介绍 I E E E 8 0 2 . 3帧格式时加以说明。下面我们主要是针对I E E E 8 0 2 . 3标准展开讨论。 5.2.1 物理层标准 I E E E 8 0 2 . 3支持不同的物理层标准，而这些不同的物理层标准意味着 I E E E 8 0 2 . 3可以使用不同的物理介质和物理层接口。 I E E E 8 0 2 . 3的不同物理层标准如表5 - 1所示。表5-1 IEEE802.3物理层标准名称介质最大长度/段工作站数目/段特点 1 0 B a s e 5 粗同轴电缆 5 0 0 m 1 0 0 适合于主干 1 0 B a s e 2 细同轴电缆 2 0 0 m 3 0 低廉的网络 1 0 B a s e - T 双绞线 1 0 0 m 1 0 2 4 易于安装和维护 1 0 B a s e - F 光纤 2 0 0 0 m 1 0 2 4 远程工作站连接第1种电缆是1 0 B a s e 5，我们俗称为“粗以太电缆”。1 0 B a s e电缆类似于一个黄色的花园用水管，每隔2 . 5米有一个标记，标明是分接头插入处。工作站通过收发器电缆和收发器上的分接头连入粗以太电缆。收发器牢牢地夹在电缆上，使得触针能够接触到电缆的内芯。收发器内部有电子线路用于载波侦听和冲突检测。当检测到冲突时，收发器就在电缆上产生一个特殊的无效信号，确保其他收发器也能尽快知道产生了冲突。收发器电缆将收发器与网络接口板连起来。收发器电缆的最大长度为 5 0 m，电缆内有4对屏蔽双绞线，其中 2对分别用于数据的输入和输出， 1对用于冲突指示，另 1对用于向收发器供电。设置冲突指示线对是为了能在收发器中识别冲突，因为网络接口板从输入数据线中检测冲突较为困难。以太网收发器电缆连接器的引脚分配如表 5 - 2所示。第5章第局域网第第7 1 下载同轴电缆工作站图5-3 以太网拓扑结构

72 第二部分底层物理网络 China-pub.com 载表52收发器电缆连接器引脚分配引脚信号引脚信号引脚信号屏蔽地电源地保留冲突指示+ 保留接收数据发送数据+ 保留 3 电讶 4 保留冲突指示一 14 保留接收数据+ 10 发送数据- 15 保留第2种电缆是10Base2,或称之为“细以太电缆”。细以太电缆采用工业标准的BNC连接器组成T型接头，因而比较灵活、可靠。细以太电缆价格低廉、安装方便，但是它覆盖的范围只有 200m,而且每段电缆内只能连接30台机器。网络接口板通过一个无源的BNCT型头与电缆直接相连，不需要收发器电缆，收发控制电路在网络接口板上。对于上述两种电缆，都存在电缆断裂、插入式分接头损坏或插接头松动的潜在隐患。我们可以采用一种称为时域反射测量(time domain reflectometry)的技术，其基本工作原理是：首先向电缆输入一个已知形状的脉冲，如果它受到阻碍或达到电缆尽头，就会返回一个回波，仔细测量发送脉冲和回波到达之间的间隔，就可以确定回波的发源处。为了更好地解决电缆故障的问题，现在广泛采用一种新的接线方式，即将所有的站点通过双绞线连接到中心集线器(Hub)上，构成星型结构，这种方式被称作I0Base-T。10Base-T的结构使得网络结点的加入和移去都变得十分简单，对电缆故障的检测也非常容易。l0Base-T的缺点是它的电缆长度为距离集线器100m。尽管如此，由于10Base-T易于维护，它的应用越来越广。图5-4给出了上述3种连接方式的图解。IEEE802.3的第4种电缆连接方式是10Base-F,它采用光纤介质。10Base-F具有很好的抗干扰性，常常用于远程办公室或工作站的连接，但1 OBase-F的的连接器和终端匹配器价格比较昂贵。网络接口板网络接口板收发器电缆 888889 分接头世@西应囟回位收发器连接器集线器 b)10Base2 c)10Base-1 图5-4IEEE802.3的三种接线方式图5-5给出了10Base5网络的一个连接示意图，其中图5-5a表示电缆长度小于500m的情形：图5-5b表示当网络覆盖的距离超过500m时可以用中继器(repeator)加以扩充。中继器是一个物

表5-2 收发器电缆连接器引脚分配引脚信号引脚信号引脚信号 1 屏蔽地 6 电源地 11 保留 2 冲突指示＋ 7 保留 1 2 接收数据－ 3 发送数据＋ 8 保留 1 3 电源 4 保留 9 冲突指示－ 1 4 保留 5 接收数据＋ 1 0 发送数据－ 1 5 保留第2种电缆是1 0 B a s e 2，或称之为“细以太电缆”。细以太电缆采用工业标准的 B N C连接器组成T型接头，因而比较灵活、可靠。细以太电缆价格低廉、安装方便，但是它覆盖的范围只有 2 0 0 m，而且每段电缆内只能连接 3 0台机器。网络接口板通过一个无源的 BNC T型头与电缆直接相连，不需要收发器电缆，收发控制电路在网络接口板上。对于上述两种电缆，都存在电缆断裂、插入式分接头损坏或插接头松动的潜在隐患。我们可以采用一种称为时域反射测量（ time domain reflectometry）的技术，其基本工作原理是：首先向电缆输入一个已知形状的脉冲，如果它受到阻碍或达到电缆尽头，就会返回一个回波，仔细测量发送脉冲和回波到达之间的间隔，就可以确定回波的发源处。为了更好地解决电缆故障的问题，现在广泛采用一种新的接线方式，即将所有的站点通过双绞线连接到中心集线器（ H u b）上，构成星型结构，这种方式被称作 1 0 B a s e - T。1 0 B a s e - T的结构使得网络结点的加入和移去都变得十分简单，对电缆故障的检测也非常容易。 1 0 B a s e - T的缺点是它的电缆长度为距离集线器 1 0 0 m。尽管如此，由于1 0 B a s e - T易于维护，它的应用越来越广。图5 - 4给出了上述3种连接方式的图解。I E E E 8 0 2 . 3的第4种电缆连接方式是1 0 B a s e - F，它采用光纤介质。1 0 B a s e - F具有很好的抗干扰性，常常用于远程办公室或工作站的连接，但 1 0 B a s e - F的的连接器和终端匹配器价格比较昂贵。图5-4 IEEE802.3 的三种接线方式图5 - 5给出了1 0 B a s e 5网络的一个连接示意图，其中图 5 - 5 a表示电缆长度小于 5 0 0 m的情形；图5 - 5 b表示当网络覆盖的距离超过 5 0 0 m时可以用中继器（r e p e a t o r）加以扩充。中继器是一个物 72第第第二部分第底层物理网络下载网络接口板收发器电缆分接头收发器连接器 a) 10Base5 b) 10Base2 c) 10Base-T 集线器双绞线网络接口板网络接口板

74 第二部分底层物理网络 China-pub.com 载前导符是7个字节的10101010。前导符字段的曼彻斯特编码会产生10MHz、持续5.6us的方波，便于接收方的接收时钟与发送方的发送时钟进行同步。起始符为10101011，标志着一帧的开始。目的地址共48位，指示接收站点。最高位为“0”时表示唯一地址或单播地址(unicast address);最高位为“1”时表示组地址或组播地址(multicast address)；全“1”时为广播地址(broadcast address) 802.3采用长地止是出于所用“全球唯一地址”的编址簧路，即所有802.3网络中的工作站网卡的物理地址都互不相同（共有247，即超过一百万亿个地址），从而使得工作站在不同网络之间移动时无需改变地址。另外，在网络互连后，唯一地址还有利于跨网寻址。在Xrox公司设有一个专门负责分配这一百万亿个地址的机构。 802.3的源地址也是48位，它必须是一个唯一地址，也就是说源地址的最高位必须为“0”。长度字段用于指明数据段中的字节数，其值为0~1500。数据段是用户要发送的数据。0字节数据是合法的，但这会引起麻烦。如前所述，CSMA/CD协议有一个冲突窗口，如果发送方在发送时间达到冲突窗口宽度后仍然没有检测到冲突，则认为它已经“抓住”了信道，可以无冲突地将数据发送完毕。但若一个完整顿的发送时间小于冲突窗口宽度，则发送方由于没有数据发送将无法检测到是否有冲突(CSMA/CD要求边发送边进行冲突检测)。其结果是，产生冲突的数据帧不能被CSMA/CD协议检测到并重新发送，而要靠高层软件加以处理，这将极大地延长发送时间。另一方面，限制最小帧长度后，若接收方接收到一个短于最小帧长度的帧，即可判定其是冲突碎片，无须再去判定其CRC,直接将其丢弃。对于IEEE802.3,两个站点的最远距离不超过2500m,由4个中继器连接而成，其冲突窗口为 51.2μs(2倍电缆传播延迟加上4个中继器的双向延迟)对于10Mbps的IEEE802.3来说，这个时间等于发送64字节，即512位的时间，64字节就是由此而来的。随着网络速度的提高，相应地必须增大最小帧长度或缩小电缆最大长度。当802.3网络的速度提高到100Mbps时，如果最大的电缆长度仍然为2500m,则最小帧长度必须为640字节，如果要维持最小帧长度不变（与10Mbps的802.3相兼容），则必须限制两个站点的最大电缆长度为 250m。当网络速度提高到1Gbps时，既维持站点之间的最大距离为2500m,又要求最小帧长度应达到6400字节，或既维持64字节的最小帧长度，又限制两个站点之间的最大距离为25m,都将使网络不堪忍受。实际情况是，在千兆位以太网中，做了一些处理，一方面使之与1 OMbps和 10 OMbpsf的以太网兼容，同时又使网络中站点之间的最大距离仍保持在250m的可用范围之内。 PAD字段用于数据填充。当用户数据不足46字节时，要求将用户数据凑足46字节，以保证 IEEE802.3的帧长度不小于64字节(14字节顿头+46字节数据+4字节CRC)。 1EEE802.3的最大顿长度是1518字节(14字节顿头+1500字节数据+4字节CRC)。为应用方便一般不限制最大帧长度。将用户报文一次性发送完，既节省软件开销，又可提高网络利用率。特别是像802.3这样的竞争型网络，帧越短，为发送一次数据所需的竞争次数越多，冲突碎片所占用的网络带宽也就越大。理论分析与实际测量结果都表明，数据帧越长，网络的有效利用率就越高。然而帧长度还受另外两个因素限制：一是网络平均响应时间，帧越长，一次占用信道的时间越长，其他结点等待发送所需要的时间也就越长：二是缓冲区的限制，考虑到典型环境

前导符是7个字节的1 0 1 0 1 0 1 0。前导符字段的曼彻斯特编码会产生 1 0 M H z、持续5 . 6 µ s 的方波，便于接收方的接收时钟与发送方的发送时钟进行同步。起始符为1 0 1 0 1 0 11，标志着一帧的开始。目的地址共 4 8位，指示接收站点。最高位为“ 0”时表示唯一地址或单播地址（ u n i c a s t a d d r e s s）；最高位为“1”时表示组地址或组播地址（ multicast address）；全“1”时为广播地址（broadcast address）。 8 0 2 . 3采用长地址是出于所谓“全球唯一地址”的编址策略，即所有 8 0 2 . 3网络中的工作站网卡的物理地址都互不相同（共有 247 ，即超过一百万亿个地址），从而使得工作站在不同网络之间移动时无需改变地址。另外，在网络互连后，唯一地址还有利于跨网寻址。在 X e r o x公司设有一个专门负责分配这一百万亿个地址的机构。 8 0 2 . 3的源地址也是4 8位，它必须是一个唯一地址，也就是说源地址的最高位必须为“ 0”。长度字段用于指明数据段中的字节数，其值为 0 ~ 1 5 0 0。数据段是用户要发送的数据。 0字节数据是合法的，但这会引起麻烦。如前所述， C S M A / C D协议有一个冲突窗口，如果发送方在发送时间达到冲突窗口宽度后仍然没有检测到冲突，则认为它已经“抓住”了信道，可以无冲突地将数据发送完毕。但若一个完整帧的发送时间小于冲突窗口宽度，则发送方由于没有数据发送将无法检测到是否有冲突（ C S M A / C D要求边发送边进行冲突检测）。其结果是，产生冲突的数据帧不能被C S M A / C D协议检测到并重新发送，而要靠高层软件加以处理，这将极大地延长发送时间。另一方面，限制最小帧长度后，若接收方接收到一个短于最小帧长度的帧，即可判定其是冲突碎片，无须再去判定其 C R C，直接将其丢弃。对于I E E E 8 0 2 . 3，两个站点的最远距离不超过 2 5 0 0 m，由4个中继器连接而成，其冲突窗口为 5 1 . 2 µ s （2倍电缆传播延迟加上 4个中继器的双向延迟）.对于 1 0 M b p s的I E E E 8 0 2 . 3来说，这个时间等于发送6 4字节，即5 1 2位的时间，6 4字节就是由此而来的。随着网络速度的提高，相应地必须增大最小帧长度或缩小电缆最大长度。当 8 0 2 . 3网络的速度提高到1 0 0 M b p s时，如果最大的电缆长度仍然为 2 5 0 0 m，则最小帧长度必须为 6 4 0字节，如果要维持最小帧长度不变（与 1 0 M b p s的8 0 2 . 3相兼容），则必须限制两个站点的最大电缆长度为 2 5 0 m。当网络速度提高到1 G b p s时，既维持站点之间的最大距离为 2 5 0 0 m，又要求最小帧长度应达到6 4 0 0字节，或既维持 6 4字节的最小帧长度，又限制两个站点之间的最大距离为 2 5 m，都将使网络不堪忍受。实际情况是，在千兆位以太网中，做了一些处理，一方面使之与 1 0 M b p s和 1 0 0 M b p s的以太网兼容，同时又使网络中站点之间的最大距离仍保持在 2 5 0 m的可用范围之内。 PA D字段用于数据填充。当用户数据不足 4 6字节时，要求将用户数据凑足 4 6字节，以保证 I E E E 8 0 2 . 3的帧长度不小于6 4字节（1 4字节帧头+ 4 6字节数据+ 4字节C R C）。 I E E E 8 0 2 . 3的最大帧长度是1 5 1 8字节（1 4字节帧头+ 1 5 0 0字节数据+ 4字节C R C）。为应用方便，一般不限制最大帧长度。将用户报文一次性发送完，既节省软件开销，又可提高网络利用率。特别是像8 0 2 . 3这样的竞争型网络，帧越短，为发送一次数据所需的竞争次数越多，冲突碎片所占用的网络带宽也就越大。理论分析与实际测量结果都表明，数据帧越长，网络的有效利用率就越高。然而帧长度还受另外两个因素限制：一是网络平均响应时间，帧越长，一次占用信道的时间越长，其他结点等待发送所需要的时间也就越长；二是缓冲区的限制，考虑到典型环境 74第第第二部分第底层物理网络下载

China-pub.com 第5章局城网 75 下载下报文长度多在500~2000字节之间，故802.3标准选取最大帧长度为1518字节（其中1500字节为用户数据)。最后一个字段是32位的CRC校验码，其生成多项式为：G(X)=X+X+X+X拉+X6+ X+X+X+X?+X+X+X2+X+1。CRC码的校验范围为：目的地址、源地址、长度、数据和PAD。目的地址的最高位为生成多项式最高次项的系数。CRC码由高位到低位顺序发送。较之16位CRC,32位CRC的检错能力更强。 2.CSMA/CD协议 CSMA/CD协议在前一节已经介绍过了，这里只是针对某些内容加以重点讨论。首先我们来看一下，当站点检测到冲突时，随机等待时间是如何产生的？当冲突产生后，时间被分割成离散的时间片，时间片的大小即为“冲突窗口”的大小。对于802.3.时间片为512s 第一次冲突产生后，站点等待0或1个时间片后重新尝试发送。如果有两个站点等待的时间片相同，它将再次冲突。第二次冲突后，站点将从0、1、2和3中随机选择一个并等待相应的时间片。如果产生第三次冲突，那么站点将在0~2-1之间随机选出等待的时间片数。以此类推，如果站点第次发生冲突后，等待的时间片数就将从0到2-1中随机选出。但是，发生10次冲突后，随机等待的最大时间片数就固定在1023。发生16次冲突后，一般情况下，表明有硬件故障，CSMA/CD协议控制器将不再采取任何动作，而是通过向主机发中断报告错误，进一步的恢复留待高层软件或网络管理员完成。这种算法被称为二进制指数后退(binary exponential backoff)算法。其核心思想是，站点冲突次数越多，平均等待时间也越长。从单个站点的角度来看，好象是不公平的，但从整个网络来看，站点冲突次数的增加，意味着网络的负载较大，因而要求站点的平均等待时间增大，这样可以更快地解决站点的冲突问题。 5.2.3性能分析为了对802.3进行性能分析，我们首先定义一些在以太网性能分析中常用的参数。吞吐量S表示通过网络所传输的数据量，利用率U表示网络吞吐量与总容量的比值。分析802.3协议的性能时，电缆传播延迟τ和网络数据传输率R是两个重要的参数。τ反映了传输介质的长度，R与τ的乘积决定以太网性能。假设有两个以太网，一个以太网数据传输率为 50 0Mbps,.电缆长度为1km;另一个以太网数据传输率为1 DMbps,电缆长度为10km。因其Rm相等，则这两个以太网的性能相差无几。R:乘积的物理意义是传输介质等价的比特长度，即传输介质能够容纳的比特数。因为信号在介质上的传播速度是个常数，约等于2×10米/秒（光速的 2/3),所以对于一个数据传输率为10Mbps的以太网来说，500m长的电缆等价于25比特。若假设R为以太网的数据传输率，d为任意两个站点间的最大距离，V为信号在介质上的传播速度，L为帧的平均数据长度，那么在802.3网络中，传播延迟(propagation delay)与发送时间 (transmission time）之比a等于：

下报文长度多在 5 0 0～2 0 0 0字节之间，故8 0 2 . 3标准选取最大帧长度为 1 5 1 8字节（其中1 5 0 0字节为用户数据）。最后一个字段是3 2位的C R C校验码，其生成多项式为： G（X）= X32 + X26 + X23 + X22 + X16 + X11 + X 10 + X8 + X7 + X5 + X4 + X2 + X+1。C R C码的校验范围为：目的地址、源地址、长度、数据和PA D。目的地址的最高位为生成多项式最高次项的系数。 C R C码由高位到低位顺序发送。较之1 6位C R C，3 2位C R C的检错能力更强。 2. CSMA/CD协议 C S M A / C D协议在前一节已经介绍过了，这里只是针对某些内容加以重点讨论。首先我们来看一下，当站点检测到冲突时，随机等待时间是如何产生的？当冲突产生后，时间被分割成离散的时间片，时间片的大小即为“冲突窗口”的大小。对于8 0 2 . 3，时间片为5 1 . 2 µ s 。第一次冲突产生后，站点等待 0或1个时间片后重新尝试发送。如果有两个站点等待的时间片相同，它将再次冲突。第二次冲突后，站点将从 0、1、2和3中随机选择一个并等待相应的时间片。如果产生第三次冲突，那么站点将在 0～2 3-1之间随机选出等待的时间片数。以此类推，如果站点第 i次发生冲突后，等待的时间片数就将从 0到2 i -1中随机选出。但是，发生1 0次冲突后，随机等待的最大时间片数就固定在 1 0 2 3。发生1 6次冲突后，一般情况下，表明有硬件故障， C S M A / C D协议控制器将不再采取任何动作，而是通过向主机发中断报告错误，进一步的恢复留待高层软件或网络管理员完成。这种算法被称为二进制指数后退（binary exponential backoff）算法。其核心思想是，站点冲突次数越多，平均等待时间也越长。从单个站点的角度来看，好象是不公平的，但从整个网络来看，站点冲突次数的增加，意味着网络的负载较大，因而要求站点的平均等待时间增大，这样可以更快地解决站点的冲突问题。 5.2.3 性能分析为了对8 0 2 . 3进行性能分析，我们首先定义一些在以太网性能分析中常用的参数。吞吐量 S表示通过网络所传输的数据量，利用率 U表示网络吞吐量与总容量的比值。分析8 0 2 . 3协议的性能时，电缆传播延迟和网络数据传输率R是两个重要的参数。反映了传输介质的长度， R与的乘积决定以太网性能。假设有两个以太网，一个以太网数据传输率为 5 0 0 M b p s，电缆长度为1 k m；另一个以太网数据传输率为 1 0 M b p s，电缆长度为1 0 k m。因其R 相等，则这两个以太网的性能相差无几。 R 乘积的物理意义是传输介质等价的比特长度，即传输介质能够容纳的比特数。因为信号在介质上的传播速度是个常数，约等于 2×1 08米/秒（光速的 2 / 3），所以对于一个数据传输率为 1 0 M b p s的以太网来说，5 0 0 m长的电缆等价于2 5比特。若假设R为以太网的数据传输率， d为任意两个站点间的最大距离， V为信号在介质上的传播速度，L为帧的平均数据长度，那么在 8 0 2 . 3网络中，传播延迟（ propagation delay）与发送时间（transmission time）之比等于： a = d / V L/ R = Rd LV 第5章第局域网第第7 5 下载

76 第二部分底层物理网络 China-pub.com 下载参数α决定了以太网的利用率。若在没有冲突的理想情况下，一个站发送完数据之后，另一个站接着发送数据，并且假定不考虑协议开销，那么802.3网络的利用率U等于： U-TR 从上面的公式可以知道，U和a成反比，随着α的增大，802.3网络的利用率U将下降。为了提高吞吐率和利用率U,应尽量减小α，这可以通过适当增加帧的长度来实现。U对α的关系曲线如图5-7所示。 1.0 0.8 0.6 0.4 0.2 10 15 图5-7U对a关系曲线 5.3令牌环网和1EEE802.5 环型网的研究已有多年的历史，但是比起其他局域网技术，环型网的研究进展要缓慢得多值得一提的是，环型网并不是真正的广播介质，而是单个的点到点线路的集合所形成的一个环如图5-8a所示。点到点线路涉及的技术已为人们透彻了解，它可以使用双绞线、同轴电缆和光纤等物理介质。环型网在工程实现上几乎全部采用数字技术，不像以太网为了解决冲突检测采用了一部分模拟器件。环型网中站点对环的访问是公平的，站点对环的访问在时间上有一个确定的上限。基于这个原因，BM选择环型网作为它的局域网。IEEE在802中定义了环型网的标准编号为1EEE802.5。像前面提到的那样，环实际上是许多环接口通过点到点线路连接起来的。每个比特到达环接口后，先复制到接口缓冲区，然后再输出到环上。在输出到环上之前，比特在缓冲区可能被检查或修改，这样必须在环接口处至少引入1比特的延迟。环型网设计和分析的一个关键问题是一个“比特”的等效“物理长度”。假设环的数据传输率是RMbps,则每1/Rμs发送一个比特。信号在环上的典型传播速度为200mμs,则环中一个比特的等效物理长度为200/R米。这意味着，假设环型网的数据传输率为1Mbs,环的物理长度为 1km,则同一时刻，环上最多只能存放5比特数据。令牌环网是环型网的一种。令牌环网的原理是使用一个称为令牌的特殊比特组合模式，当

参数决定了以太网的利用率。若在没有冲突的理想情况下，一个站发送完数据之后，另一个站接着发送数据，并且假定不考虑协议开销，那么 8 0 2 . 3网络的利用率U等于：从上面的公式可以知道， U和成反比，随着的增大，8 0 2 . 3网络的利用率U将下降。为了提高吞吐率和利用率U，应尽量减小，这可以通过适当增加帧的长度来实现。 U对的关系曲线如图5 - 7所示。图5-7 U对关系曲线 5.3 令牌环网和I E E E 8 0 2 . 5 环型网的研究已有多年的历史，但是比起其他局域网技术，环型网的研究进展要缓慢得多。值得一提的是，环型网并不是真正的广播介质，而是单个的点到点线路的集合所形成的一个环，如图5 - 8 a所示。点到点线路涉及的技术已为人们透彻了解，它可以使用双绞线、同轴电缆和光纤等物理介质。环型网在工程实现上几乎全部采用数字技术，不像以太网为了解决冲突检测采用了一部分模拟器件。环型网中站点对环的访问是公平的，站点对环的访问在时间上有一个确定的上限。基于这个原因， I B M选择环型网作为它的局域网。 I E E E在8 0 2中定义了环型网的标准，编号为I E E E 8 0 2 . 5。像前面提到的那样，环实际上是许多环接口通过点到点线路连接起来的。每个比特到达环接口后，先复制到接口缓冲区，然后再输出到环上。在输出到环上之前，比特在缓冲区可能被检查或修改，这样必须在环接口处至少引入 1比特的延迟。环型网设计和分析的一个关键问题是一个“比特”的等效“物理长度”。假设环的数据传输率是RM b p s，则每1 /Rµ s发送一个比特。信号在环上的典型传播速度为 2 0 0 m / µ s ，则环中一个比特的等效物理长度为 2 0 0 /R米。这意味着，假设环型网的数据传输率为 1 M b p s，环的物理长度为 1 k m，则同一时刻，环上最多只能存放 5比特数据。令牌环网是环型网的一种。令牌环网的原理是使用一个称为令牌的特殊比特组合模式，当 U = L/ R d / V + L / R = 1 1+ a 76第第第二部分第底层物理网络下载 U 1.0 0.8 0.6 0.4 0.2 0 5 10 15 20

《计算机网络》书籍文献（上，蔡开裕，PDF格式电子书，中文版）第5章 局域网

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