（微电子学与固体电子学专业论文）10100m以太网介质访问控制芯片的设计.pdf

摘要 摘要 本论文为1 0 1 0 0 m 以太网介质访问控制芯片的设计，符合i e e e 8 0 2 3 标准， 实现网络传输速率为1 0 m b p s 和1 0 0 m b p s 的数据收发功能，具体包括数据包的 成帧拆帧、地址校验、c r c 循环冗余码的产生和校验、冲突处理等，同时可对 部分协议参数进行配置以适应不同的应用场合。该芯片可支持半双工和全双工 模式操作；支持标准m i i 接口；内部集成了串行e e p r o m 接口，可以在上电复 位时自动将储存在e e p r o m 中的m a c 物理地址及其它常用协议参数加载到芯 片内部寄存器中，同时还带有对e e p r o m 的编程功能，为用户的使用带来更大 的方便；此外芯片还可以设置为l o o p b a c k 操作模式，即自发自收功能，为测试 工作提供了便利。该芯片规模约为五万门，属于大规模集成电路。 以太网是目前全球使用最广泛的局域网，大多站点都是通过自协商功能工 作在1 0 m b p s 或1 0 0 m b p s 。虽然千兆以太网已经开始进入了越来越多的企业服务 器和大型的局域网交换机中，但是对m a c 层来讲，仍然是基于1 0 1 0 0 m 的实现 方式，所以本论文对当前和今后发展都有着非常大的实际应用价值。 关键词：以太网介质访问控制i e e e 8 0 2 3m i i 接口 a b s t r a c t a b s t r a c t t h i sp a p e ri st h ed e s i g no f10 10 0 me t h e r n e tm e d i aa c c e s sc o n t r o lc h i pw h i c h i m p l e m e n t sb o t h 10 m b p sa n d10 0 m b p se t h e r n e tf u n c t i o nb a s e do ni e e e8 0 2 3 s t a n d a r d ，i n c l u d i n gf r a m ee n c a p s u l a t i o na n dd e c a p s u l a t i o n ，d e s t i n a t i o na d d r e s sc h e c k , c r c g e n e r a t i o na n dc h e c k ，c o l l i s i o nh a n d l i n g ，e r e s o m ep a r a m e t e r sa r ec o n f i g u r a b l e ， s oi tc a l la d a p tt od i f f e r e n ta p p l i c a t i o n s i ts u p p o r t sb o t hf u l la n dh a l fd u p l e x o p e r a t i o n s i tp r o v i d e sam e d i ai n d e p e n d e n ti n t e r f a c e ( m i i ) f u r t h e r m o r e ，i tp r o v i d e s a s i m p l ea n de f f i c i e n ts e r i a le e p r o m i n t e r f a c et h a ta l l o w sc o n f i g u r a t i o ni n f o r m a t i o n t ob es t o r e di na l lo p t i o n a le e p r o m ，a n dt h e nl o a d sa u t o m a t i c a l l ya tp o w e r - u pa n d r e s e t i ta l s oi n c l u d e st h ef u n c t i o no fp r o g r a m m i n gt h ee e p r o mt om a k ei tm o r e c o n v e n i e n tf o rt h eu s e r st ou s e i na d d i t i o n , i tc a r lb ec o n f i g u r e di n t ot h el o o p b a c k m o d e ，w h i c hm e a n st or e c e i v ew h a tt h ec h i pi t s e l ft r a n s m i t s ，a n dt h i sw i l lp r o v i d e m o r ec o n v e n i e n c et ot h et e s tw o r k t h es c a l eo ft h i sd e s i g ni se q u i v a l e n tt oa b o u t f i f t y t h o u s a n dg a t e si nt h ef i n a li m p l e m e n ta n db e l o n g st ov l s i ( v e r yl a r g es c a l e i n t e g r a t e dc i r c u i 0 e t h e r n e ti su s e dm o s tw i d e l ya sl a ni nt h ew o r l dn o w a d a y s m o s ts t a t i o n s o p e r a t ea tt h es p e e do flo m b p so rlo o m b p st h r o u g ha u t o n e g o t i a t i o n a l t h o u g h 10 0 0 me t h e m e th a sb e g u ne n t e r i n gm o r ea n dm o r ee n t e r p r i s es e r v e r sa n dl a r g e - s c a l e e x c h a n g e r s ，i t sm a c i ss t i l lb a s e do nt h e10 10 0 mi m p l e m e n tm e t h o d s ot h i sp a p e r h a sv e r yl a r g ea p p l i c a t i o nv a l u et ot h ep r e s e n ta n dt h ef u t u r e k e yw o r d s ：e t h e r n e tm a ci e e e 8 0 2 3m i i 南开大学学位论文版权使用授权书 本人完全了解南开大学关于收集、保存、使用学位论文的规定， 同意如下各项内容：按照学校要求提交学位论文的印刷本和电子版 本；学校有权保存学位论文的印刷本和电子版，并采用影印、缩印、 扫描、数字化或其它手段保存论文；学校有权提供目录检索以及提供 本学位论文全文或者部分的阅览服务；学校有权按有关规定向国家有 关部门或者机构送交论文的复印件和电子版；在不以赢利为目的的前 提下，学校可以适当复制论文的部分或全部内容用于学术活动。 学位论文作者签名：漾曼终 知修年夕月彤日 经指导教师同意，本学位论文属于保密矽年解密后适用 本授权书。 指导教师签名： 训和 学位论文作者签名： 础 解密时间：年月 日 各密级的最长保密年限及书写格式规定如下： 南开大学学位论文原创性声明 本人郑重声明：所呈交的学位论文，是本人在导师指导下，进行研究工作 所取得的成果。除文中已经注明引用的内容外，本学位论文的研究成果不包含 任何他人创作的、已公开发表或者没有公开发表的作品的内容。对本论文所涉 及的研究工作做出贡献的其他个人和集体，均已在文中以明确方式标明。本学 位论文原创性声明的法律责任由本人承担。 学位论文作者签名 月雌日 | 第一章绪论 第一章绪论 本章介绍了以太网的产生与发展状况以及以太网介质访问控制的概念。通 过对这些设计背景的了解，明确本论文的设计任务与实际意义。 第一节以太网概述 计算机网络的出现使通信变得更为快捷和方便，并且给人们的生活带来了 全方位的冲击。人们的各种社会活动越来越多的依靠网络，世界被紧紧地连在 了一起。计算机网络按其覆盖的地理范围可分为广域网，城域网，局域网。由 于局域网组网容易，传输速度快，误码率低，使用方便，工作可靠，所以在社 区内应用非常普遍，比如大学校园网、企业内部网等。 而以太网是最早出现的局域网之一，也是最早进行标准化的网络。它技术 成熟，性能可靠，是目前全球使用最广泛的局域网。它的开发工作始于七十年 代初，1 9 7 2 年x e r o x 公司推出了第一个实验性以太网，接着就出现了一些实际 装置。1 9 8 0 年9 月3 0 日，d e c 公司、i n t e l 公司和x e r o x 公司公布了以太网技 术规范1 0 版。1 9 8 3 年3 月，美国电气电子工程师协会( i e e e ) 以这个技术规 范为蓝本，批准了8 0 2 3 标准，极大地推动了局域网的发展，出现了一大批以太 网类的产品。 1 1 9 0 年代，以太网技术出现了进一步革新，1 0 0 m 快速以太网创造 完成，并于1 9 9 5 年被正式采纳为i e e e 8 0 2 3 u 标准。快速以太网包括了自动协商 机制，可通过协商决定工作在1 0 m 或者是1 0 0 m 。一直以来，以太网不断发展 创新，以i e e e 8 0 2 3 z 为标准的1 0 0 0 m 以太网已经出现。i e e e 8 0 2 3 以太网标准 已经成为一种世界性的标准化，全球的销售商都可以生产适用于以太网系统的 设备。【2 】 第二节m a c 的含义 19 81 年，国际化标准组织i s o ( i n t e r n a t i o n a lo r g a n i z a t i o nf o rs t a n d a r d i z a t i o n ) 考虑到联网方便和灵活性等的要求，制定了一种不基于特定机型、操作系统或 第一章绪论 公司的网络体系结构，即开放系统互连参考模型o s i r m ( o p e ns y s t e m s i n t e r c o n n e c t i o nr e f e r e n c em o d e l ) 【l 】，它从逻辑上把网络的功能分为七层，如图 1 1 ( a ) 所示。该模型适用于包括广域网及局域网等所有的网络结构，所以以太 网也遵循此模型。 应用层 表示层 会话层 传输层 网络层 数据链路层 物理层 o s i 参考模型 ( a ) 其软件 i e e e 8 0 2 参考模型 ( b )( c ) 图1 1o s i 和i e e e 8 0 2 参考模型 t i k e e 8 0 2 标准的范围 上 i e e e 为适应局域网标准化工作，成立了专门的机构i e e e 8 0 2 委员会，其标 准化工作只涉及o s i r m 中的数据链路层和物理层。自1 9 8 3 年开始，陆续公布 了以下标准文件【1 】，如图1 2 所示。 图1 2i e e e 8 0 2 标准文件 网际互连 l l c 逻辑链路 m a c 介质送取 p h y 物理 其中，i e e e 8 0 2 1 标准定义了基于o s i r m 的局域网参考模型，如图1 1 ( b ) 所示。从图中可看出，数据链路层又被分为两个子层：逻辑链路控制层( l o g i cl i n k 2 tl舨i牟芏ti土墅 第一章绪论 c o n t r o l ，简称l l c ) 和介质访问控制层( m e d i aa c c e s sc o n t r o l ，简称m a c ) 。 该参考模型已经被所有i e e e 8 0 2 委员会在定义各自负责的局域网标准时所认可， 包括正e e 8 0 2 3 以太网标准。 在此模型中，金厘煎间量堂蝗m 垒q 与最低层物理层( p h y ) 属于硬件， 其他几层属于软件，如图1 1 ( c ) 所示。 物理层的任务是定义与实现建立、维持和拆除物理连接信道所必需的机械 的、电气的及功能的特性与规格。其目的在于保证可靠的、按比特为单位的同 步与传输。例如，物理介质( 电缆线等) 的类型及规格、连接接头的规格的定 义与实现、比特信号的变换及传输方式的定义与实现等。【3 j 在局域网中，所有设备通过访问共享介质来发送和接收信息，因此必须提 供相应的规则来控制对传输介质的访问，以便使之更加有序和有效，这种共享 介质的规则一般被称为介质访问控制协议或简称m a c 协议。当发送数据时， m a c 层要完成以下任务。首先，它按某种规则从l l c 层接收数据，然后按照 m a c 协议查看网络是否可以发送；一旦网络可以发送，它将给数据附上一些控 制信息，并把数据及控制信息以规定的格式( 一般称为帧) 送往物理层。当接 收数据时，m a c 层首先从物理层接收到数据帧，并检查数据帧中的控制信息， 从而判断是否发生传输错误。如数据正确，则去掉控制信息后将其送至l l c 层。 【3 】 m a c 可以和p h y ( 物理层) 构成网络适配器，也可以和m c u ( 微控制器) 构成网络单片机。 本论文即为i e e e 8 0 2 3 标准中的介质访问控制层( m a c ) 的a s i c 实现。 i e e e 8 0 2 3 标准规定了c s m a c d 方法和物理层规范。其中c s m a c d 方法 就是以太网的m a c 协议。c s m a c d ，即c a r r i e rs e n s em u l t i p l ea c c e s sw i t h c o l l i s i o nd e t e c t i o n ，意为带冲突检测的载波侦听多路送取方法。以太网m a c 需 按此规则发送和接收网络数据。 本论文为1 0 1 0 0 me t h e m e tm a c 芯片设计，完全遵照i e e e 8 0 2 3 标准，同 时使一些参数可配置来增加灵活性以适应不同的应用场合；支持每秒十兆和百 兆比特( 1 0 m b p s 和1 0 0 m b p s ) 的数据传输速率；支持半双工和全双工模式操作； 支持m i i 接口；内部集成了串行e e p r o m 接口，可以在上电复位时自动将储存 在e e p r o m 中的m a c 物理地址及其它常用协议参数加载到芯片内部寄存器中， 同时还带有对e e p r o m 的编程功能，为用户的使用带来更大的方便；此外芯片 3 第一章绪论 还可以设置为l o o p b a c k 操作模式，即自发白收功能，为测试工作提供了极大的 便利。 当前，随着互联网和多媒体技术的不断发展，千兆( 1 g b p s ) 以太网已经开 始进入了越来越多的企业服务器和大型的局域网交换机中。但是对m a c 层来 讲，仍然是基于i o i o o me t h e m e tm a c 的实现方式，所以本论文的设计对当前 和今后发展都有着非常大的实际应用价值。 4 第二章i e e e 8 0 2 3 标准简介 第二章i e e e 8 0 2 3 标准简介4 l 前面提到，i e e e s 0 2 3 标准规定了c s m a c d 方法和物理层规范。因为本论 文是m a c 的设计，所以只介绍其中与m a c 有关的内容。 首先介绍i e e e 8 0 2 3 标准规定的两种工作模式：半双工和全双工。 在半双工模式，两个或两个以上的站点共享同一个传送介质。如果站点检 测到信道有信号正在传送，这时称信道中有“载波 存在，表明信道已经被占 用。站点必须等到信道空闲，即“载波”消失。信道空闲时，站点等待一小段 时间后开始进行传送。如果两个站点同时开始传送，则它们会侦听到信号冲突， 并重新调整帧的传送。 全双工模式允许两个站点利用点对点介质( 专用信道) 同时通信，发送不 需要等待信道空闲，也不受接收的影响，因为在这种模式下不存在对共享介质 的竞争。要想在全双工模式下工作，必须同时满足以下三个条件： 1 介质支持同时发送与接收而不产生干涉。 2 站点以全双工点对点链接方式连接。因为不存在对共享介质的竞争，所 以c s m a ，c d 算法对于全双工来说则没有必要。 3 这两个站点能够而且已经被配置成全双工工作模式。 第一节以太网帧结构 帧是以太网系统中的核心概念，是所传输的数字信息的最终组成形式。对 于1 0 1 0 0 m 以太网来说，帧格式如图2 1 。 从图中可以看出，一帧由八部分构成：前序、帧起始分界符、帧的目的地 址、源地址、长度类型( 表明下面数据的长度或类型) 、数据、填充数据( 如需 要) 、包含循环冗余校验码的帧校验序列( 用来检测接收帧是否有错) 。它们的 长度以及传送顺序如图所示，字节由上到下顺序发送，字节中的位由左到右发 送。前序、帧起始分界符、填充数据、帧校验序列由m a c 提供，目的地址、源 地址、长度类型、数据由l l c 提供。下面分别介绍每部分。 1 前序( p r e a m b l e ) 5 第二章i e e e 8 0 2 3 标准简介 前序字段由7 个相同的字节组成，形式为 1 0 1 0 1 0 1 01 0 1 0 1 0 1 01 0 1 0 1 0 1 01 0 1 0 1 0 1 01 0 1 0 1 0 1 01 0 1 0 1 0 1 01 0 1 0 1 0 1 01 0 1 0 1 0 1 0 发送顺序为从左至右，以1 开始，结束于0 。该字段的作用是使网络中的数 据接收端恢复时钟同步，从而能够同步接收后续数据并进行相应的信号处理。 7 字节 1 字节 6 字节 6 字节 2 字节 前序( p r e a m b l e ) 帧起始分界符( s f d ) 目的地址( d a ) 源地址( s a ) 长度类型( l 厂r ) 数据( d a t a ) 填充数据( p a d ) 帧校验序列( f c s ) b 0b 7 l 一从左到右发送一 图2 1m a c 帧格式 2 帧起始定界符( s t a r tf r a m ed e l i m i t e r ，简称s f d ) 帧起始定界符字段为1 0 1 0 1 0 1 1 ，传送顺序为从左至右，它紧随前序字段之 后，表示一帧的开始。最后两个比特1 1 中断了同步模式并提示接收部件后面跟 随的是帧数据。当m a c 将接收到的以太网帧送入其缓冲器时，前序字段和帧起 始定界符字段均被去除。类似的，当m a c 发送帧时，它将这两个字段作为前缀 加入帧中。 3 地址字段( a d d r e s s ) 这一字段包括两部分：六个字节的目的地址( d e s t i n a t i o na d d r e s s ) 和其后 的六个字节的源地址( s o u r c e a d d r e s s ) 。网络中的每个站点均有唯一的物理地址， 称为m a c 地址，长度为六个字节。目的地址表明以太网帧发送至哪个站点或哪 6 r11 节 节 字 字 4 5一 第二章i e e e 8 0 2 3 标准简介 些站点。源地址表明帧来自于哪个站点。这两部分地址的格式如图2 2 。 图2 2 以太网地址格式 i g ，目的地址的第一位( 即最低位) ，表示目的地址的类型一一单点地址 多点地址。该位为o 表示帧的目的地是某个单独的站点，该目的地址称为单点 地址( i n d i v i d u a la d d r e s s ) ；该位为1 表示该帧的目的地不是网络中的任何一个 站点，或者是网络中的一个或多于一个站点，或者是网络中的所有站点，即使 用组地址，该组地址称为多点地址( m u l t i c a s ta d d r e s s ) 。特殊的组地址如全1 ( f f f f f f ) 表示广播地址( b r o a d c a s ta d d r e s s ) ，它的目的地是网络上的所有站 点。源地址的第一位为0 。 u l ，目的地址源地址的第二位表示该地址是由i e e e 分配的地址还是由管 理者通过软件分配的地址( 本地管理的地址) 。该位为0 表示该地址是由i e e e 分配的地址( u n i v e r s a la d d r e s s ) ；该位为1 表示该地址是由管理者分配的地址 ( l o c a l l ya d m i n i s t e r e da d d r e s s ) 。m a c 地址也叫物理地址、硬件地址或链路地址， 是在生产网卡时烧入其只读存储器中的。为了保证m a c 地址的唯一性，i e e e 为每一个以太网卡生产商分配了一个地址段，为m a c 地址前三个字节，代表以 太网卡生产商的编号，其后三个字节由以太网卡生产商分配，代表该网卡的系 列号。使用唯一的地址消除了网络地址重复的可能性，但是却失去了灵活性。 而本地管理的地址则可以带来应用中的灵活性，如大型主机只要有一个本地管 理地址的缓冲区，就无须为网络的变化而重新编译和加载主机中的通信软件。 4 长度类型字段( l e n g t h t y p e ) 该字段为两个字节，表示其后的数据的长度或类型。当它的值小于或等于 1 5 0 0 时，它的大小表示其后的数据的长度；当它的值等于或大于1 5 3 6 时，它表 示表示其后的数据的类型。字节发送顺序与其他字段不同，为高字节先发送， 但位发送顺序与其他字段相同，均为低位先发送。 5 数据字段及填充数据字段( d a t a 和p a d ) 这一字段为m a c 的上层l l c 层提供的数据( d a t a ) 以及如有必要由m a c 额外添加的数据( p a d ) 。这一字段最小长度为4 6 字节，最大长度为1 5 0 0 字节。 当l l c 层提供的数据长度不足4 6 字节时，m a c 就会添加数据( 内容没有规定) 7 第二章i e e e 8 0 2 3 标准简介 来补足4 6 字节。 6 帧校验序列字段( f r a m ec h e c ks e q u e n c e ，简称f c s ) 这一字段提供了一种错误检测机制。每一次发送时，m a c 对目的地址、源 地址、长度类型、数据及填充数据进行循环冗余校验( c y c l i cr e d u n d a n c yc h e c k ， 简称c r c ) 码计算，计算出的c r c 即为4 字节的帧校验序列字段。 循环冗余校验算法是先将以太网帧( 从目的地址算起) 的前3 2 位取反，然 后将以太网帧的每位当作一个n 1 次多项式m ( x ) 的系数( n 为这一帧数据的比特 数) ，目的地址的第一位是x n 以的系数，数据字段的最后一位是x 0 的系数。然后 将m ( x ) 乘以x 3 2 ，再除以多项式g ( x ) 。g ( x ) j z l 式2 1 所示： g ( x ) = x 3 2 + x 2 6 + x 2 3 + x 2 2 + x 1 6 + x 1 2 + x 1 1 + x l o + x 8 + x 7 + x 5 + x 4 + x 2 + x + 1 ( 2 1 ) 所得的余项r ( x ) 的系数看作一个3 2 位的序列，把它取反即为c r c 。x 3 1 的 系数取反作为帧校验序列字段第一个字节的最低位，也就是这一字段第一个发 送的比特；x o 的系数取反作为帧校验序列字段最后一个字节的最高位，也就是 这一字段最后发送的一位。 接收部件的m a c 对所接收到的数据帧( 从目的地址算起，包括c r c ) 也 进行同样的计算，所得余数为0 。如果所得余数不为0 ，说明该数据帧有错，m a c 则会丢弃该帧。 以上为以太网帧格式的说明。正常情况下，网络中传输的帧都符合以上说 明，但由于种种原因，比如网络中有冲突或网络传输中出现错误，就会出现一 些无效数据帧。符合下列三种情况之一的都是无效帧： 1 长度类型字段表示长度时，它的值与数据帧的长度不符。 2 数据帧的长度不是字节的整数倍。 3 对接收数据帧( 不包括c r c ) 进行c r c 计算所得的值与该帧的c r c 不 同。 一般来说，接收到的无效帧会被m a c 丢弃。 第二节c s m a c d 方法 以太网介质访问控制规则采用c s m a c d 方法，即带冲突检测的载波侦听 多路送取方法( c a r r i e rs e n s em u l t i p l ea c c e s sw i t hc o l l i s i o nd e t e c t i o n ) 。 8 第二章i e e e 8 0 2 3 标准简介 2 2 1 帧发送模型 帧的发送包括数据的成帧和介质访问管理两个方面，发送流程如图2 - 3 。 。a p p l i c a b l eo n , t oh a l fa u p l e xo p e r a t i o na t 1 0 0m b s 图2 3 数据帧发送流程 9 第二章i e e e 8 0 2 3 标准简介 发送数据的成帧是指当m a c 上层要求发送数据时，m a c 会在其上层提供 的数据的基础上构造数据帧，如图2 3 中( a ) 处，即在数据之前加上p r e a m b l e 和s f d 、根据提供的数据来决定是否在数据之后加p a d 、在数据之后或是p a d 之后加上f c s 。在成帧的同时，m a c 计算第一节定义的c r c 值并把它放到f c s 字段。 发送介质访问管理包括发送的推迟和冲突的处理。 1 推迟规则( d e f e r e n c e ) 当一帧数据由m a c 上层交给m a c 发送时，发送会尽快地开始，但是要符 合以下的推迟规则。半双工和全双工模式的推迟规则不同。 1 ) 半双工模式 即使在没有数据帧要发送的情况下，m a c 也会一直观察由物理层提供的载 波信号( c a r r i e r s e n s e ) 来监测物理介质是否繁忙。当介质忙时，m a c 会推迟待 发数据帧的发送以等待网络上正在传输的数据帧传输完毕，如图2 3 中( b ) 处。 当网络上正在传输的数据帧的最后一位传输完毕之后，也就是载波信号由有效 变为无效之后，m a c 继续等待一段时间一一帧间间隔( i n t e r f r a m e s p a c i n g ) 。 i n t e r f r a m e s p a c i n g 是两帧之间最小的间隔，对于1 0 m b p s 来说，该值为9 6 u s 对于1 0 0 m b p s 来说，该值为0 9 6 u s 。 在i n t e r f r a m e s p a c i n g 之后，如果m a c 有待发数据帧，它就会发送此数据帧， 而不管载波信号是否有效。当发送完毕( 或没有待发帧) ，m a c 又会重新监测 载波信号。 载波信号无效并且m a c 没有在发送数据帧这两个条件一旦同时成立就开 始i n t e r f r a m e s p a c i n g 的计时。在前三分之二期间如果载波信号变为有效则使 i n t e r f r a m e s p a c i n g 计时器复位。在后三分之一期间，计时器不应该再被复位以保 证对介质的公平访问。 2 ) 全双工模式 在全双工模式下，m a c 不会因载波信号而推迟待发数据帧的发送。当一帧 数据的最后一位发送完毕后，m a c 开始i n t e r f r a m e s p a c i n g 的计时。 2 冲突的处理 在半双工模式下，如果多个站点同时试图发送数据，尽管它们会等待介质 空闲来试图避免冲突，但还是有可能发生彼此干涉的情况。当来自于两个站点 的发送交迭时，导致的竞争称为冲突( c o l l i s i o n ) 。冲突只会在半双工模式下发 1 0 第二章i e e e 8 0 2 3 标准简介 生，表示多于一个站点试图使用它们共享的物理介质。在全双工模式下，两个 站点有可能同时向对方发送，但不会造成冲突。物理层也许会产生冲突信号( 比 如物理层工作在半双工模式下) ，但是会被工作在全双工模式下的m a c 忽略掉。 一个站点的发送信号在传播到网络上其他所有站点之前，在发送的开始阶 段( 称为冲突窗口) 有可能会遇到冲突。一旦在冲突窗口过后仍然没有遇到冲 突，发送站点就占有了介质；接下来冲突就会被避免，因为其他站点应该已经 注意到了该站点的信号而选择等待。 在有冲突的情况下，发送站点的物理层首先注意到介质上的干扰，然后使 冲突探测信号( c o l l i s i o n d e t e c t ) 有效。半双工模式下，m a c 通过监测这个信号 来检测冲突。当m a c 在一帧数据发送期间检测到冲突时，发送并不立刻终止， 而是继续发送一个3 2 位的比特序列，称为阻塞( j a m ) ，如图2 3 ( c ) 处。这样 做可以保证冲突持续的时间足够长以使其他与这次冲突有关的发送站点均能检 测到冲突的发生。j a m 的内容没有规定，可以是固定值，也可以是变量。在发送 p r e a m b l e 或是s f d 期间如果遇到冲突，p r e a m b l e 或是s f d 剩下的部分要发送完 毕之后再发送j a m 。j a m 发送完之后，m a c 终止这次发送，安排在一段随机时 间后试图重新发送，直到发送成功或是因为重新发送的次数达到规定的最大值 1 6 次( a t t e m p t l i m i t ) 而导致所有的发送都被终止，如图2 3 ( d ) 和( e ) 处。需 要注意的是，对一个特定的数据帧来说，所有的重新发送完成之后才轮到下一 帧数据的发送。m a c 采用截断二进制指数后退算法( t r u n c a t e db i n a r ye x p o n e n t i a l b a c k o f f ) 来安排重新发送的时间，如图2 3 ( f ) 处。这个时间是s l o tt i m e 的整数 倍，对于1 0 m 或1 0 0 m b p s 来说，s l o tt i m e 是发送5 1 2 比特数据的时间。第1 1 次 重新发送前等待的s l o tt i m e 的个数r 是个随机数，它的范围是： 0 r 2 k 其中k = m i n ( n , 1 0 ) 如果1 6 次重试都失败的话，这一事件会被当作错误报告给上层。产生r 的 后退算法应该保证使任何两个站点在任何特定的时间产生的r 的相关性减到最 小，从而使得再次发生冲突的可能性降低。在实现重新发送的时间安排时，也 可以引入其他的延时来降低冲突发生的概率。 在全双工模式下，对共享的物理介质来说不存在竞争。物理层也许会通知 m a c 双方在同时发送，但是既然发送之间不会彼此干扰，m a c 不会做出任何 反应。站点不会因为正在接收数据而推迟发送，不会终止发送，不会发送j a n l ， 第二章i e e e 8 0 2 3 标准简介 也不会采用后退算法来安排重新发送。除了要在发送之间等待一小段时间( 等 于或大于i n t e r f r a m e s p a c i n g ) ，只要站点有待发数据帧，m a c 就可以发送。 2 2 2 帧接收模型 数据帧的接收包括拆帧和介质访问管理两个方面，接收流程如图2 4 。 图2 4 数据帧接收流程 1 2 第二章i e e e 8 0 2 3 标准简介 拆帧包括地址识别、f c s 验证、分解帧并传递给m a c 上层。一帧数据的到 来首先被接收站点的物理层检测到，使接收数据有效信号( r e e e i v e d a t a v a l i d ) 有 效，通知m a c 一帧数据已经到来。来自于介质上的信号被物理层解码后转换成 二进制数据，然后传递给m a c 。m a c 识别出s f d 后就开始接受数据帧，如图 2 4 ( a ) 处，同时对目的地址进行识别，如图2 4 ( b ) 处。m a c 能识别并接受 目的地址为单点地址、广播地址或m a c 上层定义的组地址之一的数据帧。在整 个接收过程中，m a c 还要进行f c s 验证，如图2 4 ( c ) 处。f c s 验证和f c s 的产生相同。如果接收帧( 不包括f c s ) 产生的c r c 值与它所含的c r c 值不 同，则产生一个错误，如图2 4 ( d ) 处，该帧被认为是无效帧。如果没有任何 错误，数据帧就被分解并交给m a c 上层，如图2 4 ( e ) 处。帧的分解包括d a 到f c s 各个字段的识别和p a d 的去除( 如果存在p a d ) 。 介质访问管理包括帧边界的界定和冲突过滤。 1 帧边界的界定 m a c 接收到的数据帧可能会有两种长度错误：帧的长度过大、帧的长度不 是字节的整数倍。 1 ) m a c 接收部分不对帧长度进行限制，但是它可以把长度大于1 5 1 8 字节 ( 对于1 0 m 或1 0 0 mm a c 来说) 的数据帧截成1 5 1 8 字节，即接收前1 5 1 8 字节， 丢弃后面的字节，同时会把这一事件当作错误报告给m a c 上层，如图2 4 ( f ) 处。 2 ) 因为有效帧的格式规定了它是字节的整数倍，只有冲突或是错误会产生 长度不是字节整数倍的数据帧。这样的数据帧会被截为字节的整数倍。如果f c s 验证出错，则m a c 将报告a l i g n m e n t e r r o r 错误，如图2 4 ( g ) 处。 2 冲突过滤 在没有冲突的情况下，半双工模式下最短的有效发送长度必须至少为一个 s l o tt i m e 一一1 0 m 或1 0 0 m 时为发送5 1 2 位数据的时间。任何更短的数据帧会被 认为是受冲突影响产生的碎片而被接收站点丢弃，如图2 4 ( h ) 处。在半双工 模式下，偶尔出现的冲突是正常现象，受其影响产生的碎片被接收站点m a c 丢 弃不会当作错误报告给上层。 全双工模式下最短的有效发送长度必须至少为最小帧长度一一1 0 m 或 10 0 m 时为6 4 字节。虽然在全双工模式下不会产生冲突，但全双工m a c 仍然会 丢弃长度小于最小帧长度的帧。同样，丢弃这样的帧也不会被当作错误报告给 1 3 第二章i e e e 8 0 2 3 标准简介 上层。 2 2 3m a c 与上下层的关系 m a c 为上层提供发送和接收数据帧的服务。m a c 会尽最大努力占有介质并 向物理层传送比特流。 当数据帧发送完毕时，即成功发送出去或是发送失败，m a c 要返回一个状 态信息以通知上层该帧的发送情况。这个状态信息包括：t r a n s m i t o k 、e x c e s s i v e c o l l i s i o n e r r o r 。t r a n s m i t o k 表示发送成功；e x c e s s i v e c o l l i s i o n e r r o r 表示由于过多 的冲突而放弃发送。m a c 还可以把其他状态信息报告给上层，t 匕! z 1 l a t e c o l l i s i o n e r r o r s t a t u s 、e x c e s s d e f e r 、c a r r i e r s e n s e f a i l u r e 。l a t e c o l l i s i o n e r r o r s t a t u s 表示发送在 冲突窗口过后遇到了冲突，如图2 3 ( g ) 处，在这种情况下，要放弃发送；e x c e s s d e f e r 表示待发数据帧的发送被推迟的时间超过发送最大长度帧( 1 5 1 8 个字节) 所需时间的两倍，这时也要放弃发送；c a r r i e r s e n s e f a i l u r e 表示在发送期间载波信 号消失或是从未出现。 当m a c 接收完一帧完整的数据后，也要附上这帧数据的状态信息，包括： r e c e i v e o k ，f i a m e t o o l o n g ，l e n g t h e r r o r 、f r a m c h e c k e r r o r 、a l i g n m e n t e r r o r 。r e c e i v e o k 表示数据帧接收成功，如图2 4 ( i ) 处；f r a m e t o o l o n g 表示数据帧的长度大于 1 5 1 8 字节( 对于1 0 m 或1 0 0 mm a c 来说) ；f r a m e c h e c k e r r o r 表示数据帧被发送 错误所破坏，如图2 4 ( i ) 处；l e n g t h e r r o r 表示数据帧的长度类型字段表示的是 长度但却和数据帧的真正长度不符，如图2 4 ( k ) 处；a l i g n m e n t e r r o r 表示数据 帧被破坏，而且长度不是字节的整数倍。 第三节m i i 接口 m i i ，全称为m e d i ai n d e p e n d e n ti n t e r f a c e ，意思是与介质无关的接口。它是 m a c 和p h y 之间的接口，目的是为数据传输速率在1 0 m b p s 和1 0 0 m b p s 的m a c 和p h y 实体之间提供一种简单、便宜、易实现的互连。 m i i 接口支持两种数据传输速率：l o m b p s 和1 0 0 m b p s 。这两种传输速率的 操作和信号时序都是相同的，唯一不同的是参考时钟频率。支持m i i 接口的p h y 不要求同时支持这两种数据传输速率，它可以支持其中任意一种或是两者都支 1 4 第二章i e e e 8 0 2 3 标准简介 持。p h y 必须通过管理接口( 详见下面的介绍) 报告它支持的速率。 2 3 1m i i 接口信号 m i i 接口信号如图2 5 。下面分别予以说明。 t xe r t x d 舀0 t xe n t c l k c o l e r s r xd v r x d 娼：协 r e r r xc l k m d c m d l o 图2 5m i i 接口信号 1 t xc l k ( 发送时钟) t xc l k 是一个连续的时钟，为t xe n 、t x d 、t xe r 信号提供时序参考， 它由p h y 提供。t xc l k 的频率是数据传输速率的2 5 ，即工作在1 0 0 m b p s 的p h y 必须提供频率为2 5 m h z 的t xc l k ，工作在1 0 m b p s 的p h y 必须提供 频率为2 5 m h z 的t xc l k 。t xc l k 的占空比在3 5 和6 5 之间。 2 i c l k ( 接收时钟) r xc l k 是一个连续的时钟，为来自于p h y 的r xd v 、r x d 、r xe r 信 号提供时序参考，它由p h y 提供。当r xd v 有效时，r xc l k 与恢复的数据 同步，频率为接收数据速率的2 5 ，占空比为3 5 到6 5 。 3 t xe n ( 发送使能) t xe n 表示m a c 正在发送数据至p h y 层。它变为有效时，与p r e a m b l e 的第一个半字节( f i r s tn i b b l e ，详见2 3 2 ) 同步，在整个数据发送期间一直保持 有效。在数据最后一个半字节发送完毕之后的第一个t xc l k 之前变为无效。 1 5 第二章i e e e 8 0 2 3 标准简介 它由m a c 驱动，与t xc l k 同步。 4 t x d ( 发送数据) t x d 是一组4 位数据信号( t x d ) ，由m a c 驱动，与t xc l k 同步。 在t x e n 有效的每个t xc l k 周期里，t x d 作为发送数据传给p h y 。 t x d 是最低位。当t xe n 无效时，t x d 对p h y 没有影响。 图2 6 为没有冲突的情况下发送一帧数据时各个信号的波形。 似j 眯nn f 1 几门f 一几门几几几 几几n n t xe n 厂叫弋一一一 j i i 一 t x ：妇正圈丑巫正e 国 工工 c r s 纩飞 c o l 图2 6 没有冲突的发送波形 5 t xe r ( 发送译码错误) t xe r 与t xc l k 同步。在t xe n 有效期间，当t xe r 保持一个或多个 t xc l k 周期有效时，p h y 将会发送不属于发送数据帧内容的信号，从而使得 接收端可以检测到此数据帧的f c s 错误。当p h y 工作在1 0 m b p s 或是t xe n 无效时，t xe r 不会对数据的发送产生影响。这个信号对于m a c 来说不是一 定要实现的。如果采用m i i 接口的m a c 不驱动t xe r ，则应该保证使t xe r 下拉以使它一直处于无效状态。 6 r xd v ( 接收数据有效) r x d v 由p h y 驱动，表示r x d 上的信号是经过p h y 已经恢复和解 码的接收数据，r x d 上的数据与r xc l k 同步。r xd v 与r xc l k 同步， 它在一帧数据被恢复的第一个半字节到最后一个半字节期间一直保持有效，在 最后一个半字节之后的第一个r xc l k 之前变为无效。为了保证一帧接收