（通信与信息系统专业论文）10100m以太网mac的fpga设计.pdf

摘要 以太网是局域网中应用最广泛的联网技术，其速率已经从最初的1 0 m b i t s 发 展到现在的1 0 g b i t s ，而且其应用领域也已经从最初的局域网延伸到城域网、广域 网。介质访问控制( m a c ) 子层是以太网的核心，以太网的操作是基于m a c 协 议的。本文的主要内容是以太网m a c 的f p g a 设计，设计的m a c 符合i e e e s 0 2 3 规范，可以通过m i i 或r m i i 连到物理层，并且提供流量控制、统计信息收集、内 部寄存器配置等功能。本论文的设计输入是采用v h d l 语言来完成的，通过在e d a 工具下的仿真和综合，验证了设计的正确性和实用性。 关键词：以太网 m a c m i i r m i i流最控制 a b s t r a c t e t h e r n e ti st h em o s tw i d e l yu s e dn e t w o r k i n gt e c h n o l o g yi nt h el a n ，o fw h i c ht h e t r a n s m i s s i o nr a t ei s g r o w i n gf r o mo r i g i n a l 10 m b i t st oc u r r e n t10 g b i t sa n dt h e a p p l i c a t i o na r e ai se x p a n d i n gf r o mp r e v i o u sl a n t om a na n dw a n m e d i aa c c e s s c o n t r o l ( m a c ) s u b l a y e ri st h ec o r eo ft h ee t h e r n e ta n dt h eo p e r m i o no fe t h e m e ti s b a s e do nt h ep r o t o c o lo fm a c t h em a i nc o n t e n to ft h i sp a p e ri st h ed e s i g no fa n e t h e m e tm a cb a s e do nf p g at e c h n o l o g y t h ed e s i g n e dm a ci sf u l l yc o m p l i a n tt ot h e 8 0 2 3 s p e c i f i c a t i o n ，c a l lc o n n e c tt o t h ep h y s i c a ll a y e rt h r o u g hm e d i ai n d e p e n d e n c e i n t e r f a c e ( m i i ) o rr e d u c e dm i i ( r m i i ) ，a n dh a st h ef u n c t i o n so f f l o wc o n t r o l ，s t a t i s t i c s i n f o r m a t i o ng a t h e r i n g ，c o n f i g u r a b l ei n t e m a lr e g i s t e r s ，e t c t h ed e s i g ni sp r o g r a m m e di n v h d l t h es i m u l a t i o na n ds y n t h e s i so ft h ed e s i g na r ed o n eu s i n ge d a t o o l s t h r o u g h t 1 1 e s er e s u l t s t h ec o r r e c t n e s sa n dp r a c t i c a b i l i t ya r ev a l i d a t e d k e y w o r d s ：e t h e r n e tm a cm i i r m i if l o wc o n t r o l 独创性声明 本人声明所呈交的论文是我个人在导师指导下进行的研究工作及取得的研究 成果。尽我所知，除了文中特别加以标注和致谢中所罗列的内容以外，论文中不 包含其他人已经发表或撰写过的研究成果；也不包含为获得西安电子科技大学或 其它教育机构的学位或证书而使用过的材料。与我一同工作的同志对本研究所傲 的任何贡献均已在论文中做了明确的说明并表示了谢意。 申请学位论文与资料若有不实之处，本人承担一切相关责任。 本人签名：日期垄型墨! z 墨 关于论文使用授权的说明 、完全了解西安电子科技大学有关保留和使用学位论文的规定。即：研究 z 读学位期间论文工作的知识产权单位属西安电子科技大学。本人保证毕 ；，发表论文或使用论文( 与学位论文相关) 工作成果时署名单位仍然为 凹炎电子科技大学。学校有权保留送交论文的复印件，允许查阅和借阅论文l 学 校可以公布论文的全部或部分内容，可以允许采用影印、缩印或其它复制手l t t ! t 存论文。( 保密的论文在解密后遵守此规定) 本人签名：趣超 导师签名：垂望至 星= 皇堕坠一! 第一章绪论 1 1 以太网及其m a c 工作原理简述 以太网的核心思想是多用户使用共享的公共传输信道，其思想来源于夏威夷 大学。6 0 年代末，该校的n o r m a n a b r a m s o n 及其同事研制了一个名为a l o h a 系 统的无线电网络。这个地面无线电广播系统是为了把该校位于o a h u 岛上的校园内 的i b m 3 6 0 主机与分布在其它岛上和海洋船舶上的读卡机和终端连接起来而开发 的。 以太网( e t h e r n e t ) 的名称是由加利福尼亚x e r o x 公司的p a r c ( p a l oa l t o r e s e a r c hc e n t e r ) 研究中心的b o bm e t c a l f e 于1 9 7 3 年5 月2 2 日首次提出的。b o b m e t c a l f e 在那天的备忘录中描述了一种由他自己设计的网络系统。这个网络系统用 于连接计算机工作站，使各计算机工作站之间、计算机工作站与岗速激光打印枫 之间能相互传递数据。 以太网是一种基于带冲突检测的载波侦听多路访问协议( c s m a c d ) 的局域 网( l a n ) ，介质访问控制( m a c ) 予层负责执行c s m a c d 协议。以太网上所有 节点都共享同一个介质，介质访问规则在每个节点的m a c 上实现。以太局域网上 没有中心控制设备，节点自己相互协作来保证网络操作有序。以太网m a c 在发送 之前必须通过载波侦听来确认载波是否空闲。只有当一个节点发送数据时载波才 会存在。p h y ( 物理层) 检测到载波之后向m a c 发送载波指示，载波指示表示介 质正在被使用，侦听节点应该推迟当前的发送。m a c 等待最后个正在发送的帧 发送之后要等待很短的一段时问之后才能开始发送，这段时间叫做帧间隔( i p e i n t e r - p a c k e tg a p ) ，为9 6 比特时间。第一帧发送完之后，局域网上的所有节点都必 须要等待一个i p g 之后才能发送。网络上的所有节点都必须要遵守这个规则，即 便某个节点有多个帧要发送而且它还是网络上唯一有帧要发送的节点。它也必须 保证每个发送帧之间的间隔至少为一个i p g 时闻。这就是以太网介质访闯规则的 c s m a 部分，简单地说就是：当介质忙的时候，多个( m u l t i p l e 节点要访问( a c c e s s ) 介质必须使用载波侦听( c a r r i e rs e n s e ) 。 在发送数据的过程中，工作站边发送边检测总线，看是否发生了冲突。若无 冲突则继续发送直到发送完该数据；若发生冲突，则停止发送，之后要发送3 2 比 特的j a m 信号，这样网络上所有站点都知道发生了冲突。然后，等待一个随机时 1 0 1 0 0 m 以太网m a c 的f p g a 设计 间，且在总线为空闲时，再重新发送该数据帧。这就是以太网介质访问规则的c d 部分，简单地说就是：边发送边检测( d e t e c t i o n ) 是否发生冲突( c o l i i s i o n ) 。 一、f p g a 出现的背景 1 2f p g a 设计流程及发展趋势 当今社会是数字化的社会，是数字集成电路( 微处理器、存储器以及标准逻 辑电路等) 广泛应用的社会。数字集成电路在不断地进行更新换代，它由早期的 电子管、晶体管、小规模集成电路( 几十几百门) 、中规模集成电路( m s i c ， 几万门以上) 、大规模集成电路( l s i c ，几千几万门) 发展到超大规模集成电路 ( v l s i c ，几万门以上) 以及许多具有特定功能的专用集成电路( a s i c ) 。但是， 随着微电子技术的发展，设计与制造集成电路的任务已不完全由半导体厂商来独 立承担。系统设计师们更愿意自己设计a s i c 芯片，而且希望a s i c 的设计周期尽 可能短，最好是在实验室就能设计出合适的a s i c 芯片，并且立即投入实际应用中， 因而出现了现场可编程逻辑器件( f p l d ) ，其中应用最广泛的是现场可编程门阵 列( f p g a ) 和复杂可编程逻辑器件( c p l d ) 。 二、f p g a 简介 f p g a 是在p a l ( p r o g r a m m a b l e a r r a yl o g i c ，可编程阵列逻辑) 、g a l ( g e n e r i c a r r a yl o g i c ，通用阵列逻辑) 、p l d ( p r o g r a m m a b l el o g i cd e f i c e ，可编程逻辑器件) 等可编程器件的基础上发展起来的。f p g a 是一种半定制a s i c ，它的出现既解决 了全定制a s i c 的不足，又克服了原有的p l d 电路数有限的缺点。 f p g a 采用了逻辑单元阵列( l c a ，l o 西cc e l la r r a y ) 这样一个新概念，内部 包括可配置逻辑模块( c l b ，c o n f i g u r a b l el o g i cb l o c k ) 、输出输入模块( i o b ，t n p u t o u t p u t b l o c k ) 和内部连线( i n t e r c o n n e c t ) 三个部分。 f p g a 的主要特点有： ( 1 ) 采用f p g a 设计a s i c 电路，用户不焉要投片生产，就能得到合用的芯 片。 ( 2 ) f p g a 可做其它全定制或半定制a s i c 电路中的试样片。 ( 3 ) f p g a 内部有丰富的触发器和y o 引脚。 ( 4 ) f p g a 是a s i c 电路中设计周期最短、开发费用最低、风险最小的器件 之一。 ( 5 ) f p g a 采用高速c n 订o s 工艺，功耗低，可以与c m o s 、m 电平兼 第一章绪论 容。 三、f p o a 设计流程 f p g a 设计是指利用开发软件和编程工具对器件进行开发的过程，其设计流程 如图1 1 所示，它主要包括以下六个过程： l 、设计准备 设计准各 j 设计输入和编译1 二i 功能仿真 综合和优化k 时序仿真 ， 器件编程 f 在线测试 图1 1f p g a 设计流程图 在对可编程逻辑器件的芯片进行设计之前，首先要进行方案论证、系统设计 和器件选择等设计准备工作。设计者首先要根据任务要求，如系统所完成的功能 和复杂程度，对工作速度和器件本身的资源和成本，连线的可布性等方面进行权 衡，选择合适的方案和合适的器件类型。 2 、设计输入和编译 在传统设计中，设计人员是应用传统的原理图输入方法来开始设计的。自9 0 年代初，v h d l 、v e r i l o gh d l 等硬件描述语言的输入方法得到了广泛的应用。本 论文的以太网m a c 的设计是采用v h d l 文本方式和系统框图形式来作为输入的。 编译主要是检查程序的语法是否正确。 3 、功能仿真 所设计的电路必须在综合和布局布线前进行验证，主要目的是验证电路功能 是否正确。功能仿真不带时延信息，也称为前仿真。 4 、综合和优化 1 0 1 0 0 m 以太网m a c 的f p g a 设计 综合是将高层次系统行为设计向低层次门级逻辑电路的转化翻译过程，即把设 计输入的数据格式转化为底层软件能够识别的某种数据格式( 网表) ，与其工艺无 关。 优化是指对综合生成的网表，根据布尔方程功能等效的原则，用更小更快的 综合结果替代一些复杂的单元，并与指定的库映射生成新的网表。 5 、时序仿真 利用综合中获得的精确的延时信息再次验证电路的功能和时序，也称为后仿 真。 6 、器件编程 器件编程是指将编程数据下载到f p g a 中去。器件编程后需要进行在线测试， 以证明最终设计结果是否正确。 四、f p g a 发展趋势 1 、大容量、低电压、低功耗f p g a 大容量f p g a 是市场发展的焦点。f p g a 产业中的两大霸主：a l t e r a 和x i l i n x 公司在超大容量f p g a 上展开了激烈的竞争。a l t e r a 推出的a p e x i ie p 2 a 7 0 ，其 容量为6 7 2 0 0 个l e ( l o g i c e l e m e n t ，逻辑单元) ，x i l i n x 推出的v i r t e x i l 6 0 0 0 ，其 容量为3 3 7 9 2 个s l i c e s ( 一个s l i c e s 约等于2 个l e ) 。 采用深亚微米( d s m ) 的半导体工艺后，器件在性能提高的同时，价格也在 逐步降低。由于便携式应用产品的发展，对f p g a 的低电压、低功耗的要求日益 迫切。因此，无论那个厂家、哪种类型的产品，都在瞄准这个方向而努力。 2 、系统级高密度f p g a 随着生产规模的提高，产品应用成本的下降，f p g a 的应用已经不是过去的仅 仅适用于系统接口部件的现场集成，丙是将它灵活地应用于系统级( 包括其核心 功能芯片) 设计之中。在这样的背景下，国际主要f p g a 厂家在系统级高密度f p g a 的技术发展上，主要强调了两个方面：f p g a 的i p ( i n t e l l e c t u a lp r o p e r t y ，知识产 权) 硬核和i p 软核。当前利用i p 内核的系统级f p g a 的开发主要体现在两个方面： 一方面是f p g a 厂商将i p 硬核( 指完成版图设计的功能单元模块) 嵌入到f p g a 器件中，另一方面是大力扩充优化的i p 软核( 指利用h d l 语言设计并经过综合 验证的功能单元模块) ，用户可以直接利用这些预定义的、经过测试和验证的i p 第一章绪论 核资源，有效地完成复杂的片上系统设计。 3 、f p g a 和a s c i 相互融合 虽然a s i c 芯片尺寸小、功能强、功耗低，但其设计复杂，并且有批量要求。 f p g a 价格较低廉，能在现场进行编程，但它们体积大、能力有限，而且功耗比 a s i c 大。正因如此，f p g a 和a s i c 正在互相融合，取长补短。随着一些a s i c 制造商提供具有可编程逻辑的标准单元，f p g a 制造商重新对标准逻辑单元发生兴 趣。 4 、动态可重构f p g a 动态可重构f p g a 是指在一定条件下芯片不仅具有在系统重新配置电路功能 的特性，而且还具有在系统动态重构电路逻辑的能力。对于数字时序逻辑系统， 动态可重构f p g a 的意义在于其时序逻辑的发生不是通过调用芯片内不同区域、 不同逻辑资源实现的，而是通过对f p g a 进行局部的或全局的芯片逻辑的动态重 构而实现的。 动态可重构f p g a 在器件编程结构上具有专门的特征，其内部逻辑块和内部连 线的改变，可以通过读取不同的s r a m 中的数据来直接实现这样的逻辑重构，时 间往往在纳秒级，有助于实现f p g a 系统逻辑功能的动态重构。 1 3 本文所作的工作内容安排 本文所讨论的以太网m a c 设计是1 0 1 0 0 m 以太网交换芯片的一部分功能。 本文的内容安排如下： 第一章绪论中简单介绍了以太网m a c 工作原理、f p g a 设计流程及发展趋势。 第二章详细介绍以太网m a c 算法。 第三章介绍以太网m a c 的f p g a 设计，在本章内对整个设计及主要模块的具 体功能和实现都做了详细介绍。 第四章对整个设计进行仿真和综合。 第五章结束语总结全文，指出设计中的不足和需要改进的地方。 第二章以太网m a c 算法 第二章以太网m a c 算法 以太网是目前使用最广泛的局域网( l a n ) 技术，其速率已经从最初的1 0 m b i t s 发展到现在的1 0 g b i t s 。而介质访问控制( m a c ) 协议是以太网的核心，以太网 的操作是基于m a c 协议的。本章主要介绍以太网的帧格式、m a c 协议、流量控 制及m a c 和p h y 之间的接口。 2 1 以太网简介 以太网一词是指以c s m 刖d 作为m a c 算法的一类l a n 。c s m c dm a c 被认为是自x e r o x 最初的研究工作以来最重要的进展。它提供了一个极其简单的 算法，可以在多个设备之间进行信道使用仲裁，而不需要中央控制设备。然而， 高层的协议和应用程序完全不知道底层m a c 的仲裁。它们可以对信道的本质一无 所知，所关心的只是以太网通过信道用帧交换信息的能力。对于l a n 系统的设计 者来说，c s m a c d 是以太网的精髓，但是对于应用程序而言，只有帧交换才是重 要的。 以太网的操作基于一种称为带冲突检测的载波侦听多路访问( c s m a c d ) 协 议，这种访问协议是任 可一个以太网节点用于判定是否被允许在共享介质上发送 信息的方法，介质访问控制( m a c ) 子层负责执行c s m a c d 协议。 以太网是局域网家族的主要成员之一，目前有以下四种主要类型： 。 以太网和i e e e 8 0 2 3 ：早期标准局域网，速率为1 0 m b p s ，传输介质为同 轴电缆。 1 0 0 m b p s 以太网：快速以太网。速率为1 0 0 m b p s ，传输介质为双绞线或 光纤。 。 1 0 0 0 m b p s 以太网：千兆位以太网，速率为1 0 0 0 m b p s ，传输介质为光纤 和双绞线。 1 0 g b p s 以太网：万兆位以太网。速率为1 0 g b p s ，仅支持全双工操作，传 输介质为光纤。 1 0 1 0 0 m 以太网m a c 的f p g a 设计 2 2 以太网的帧格式 以太网站点的m a c 之间是以帧为单位进行数据传输的。如图2 1 所示，以太 网帧是由以指定的格式聚集成的数据位构成的，下面简单介绍帧的各个域。 5 6 位8 位e 字节e 字节 2 字符4 e i $ o o 字节 4 字节 一、前导( p i 也a m b l e ) 图2 1 以太网帧格式 帧开始于一个由交替的l 、0 构成的前导序列。前导序列使得接收端可以锁定 即将到来的位流。m a c 功能在帧之间的间隔是空闲的，尽管网络介质本身由于物 理层所采用的信号机制而不一定完全不活动。 二、帧起始( s f d ) 前导后面是帧起始标记( 1 0 1 0 1 0 1 i ) ，用以表明帧数据部分的开始。 三、目的地址( d a ) 目的地址标识了桢的目的地站点，它是一个以最低位( l s b ) 在前方式发送的 4 8 比特序列。d a 被接收方m a c 用来判定此数据帧是否是给该节点的。如果接收 节点检测到自己的唯一m a c 地址与d a 域中的地址相匹配，它将接收此数据帧， 而其他未检测到这种匹配的节点将忽略此数据帧。 d a 有三种类型： ( 1 ) 个别地址( 物理) - - d a 域包含一个赋予网络上某一节点的单独且唯 一的地址。 ( 2 ) 多目地址( 逻辑) 如果d a 域的第一位( l s b ) 被置1 ，这表明所 使用的是一个组地址。该“组”中将被寻址的节点由高层的功能来决 定，但通常情况下其目的是向网络中在逻辑上相近的某一节点子集( 如 所有的打印设备) 发送消息。 ( 3 ) 广播地址广播地址是一种特殊形式的多目地址，其d a 域全部被 置1 。全1 地址为保留的广播地址，并且网络上的所有m a c 设备都必 第二章以太网m a c 算法 9 须能够接收广播消息。 如图2 2 所示，4 8 比特的m a c 地址是以特定的规范格式书写的，这样保证即 使不同的局域网技术使用不同的比特顺序规则来交换信息，但至少地址是以相同 的格式书写的。 四、源地址( s a ) 图2 2 目的地址域 源地址是以最低位( l s b ) 在前的方式发送的4 8 比特序列。s a 域由发送方的 m a c 提供。发送方m a c 在发送时将其自身的唯一地址填充到该域中，用以表明 它是起始站点。接收方m a c 不需要基于s a 域做出任何动作。 五、长度类型( l e n g t h t y p e ) 紧跟s a 域的是2 字节的长度或者类型域，8 0 2 3 使用长度域来表明数据域的 数据字节数目( 不包括填充字符) ；而以太网则使用一个同样是2 字节的类型域来 指明消息协议类型。两者是靠值的大小区分的，如果长度，类型域的值小于等于 1 5 0 0 ，该值表示数据域装的m a c 客户子层的数据长度；如果长度类型域的值大 于1 5 3 6 ，该值指定m a c 客户子层的协议类型。长度类型域的高位字节将首先发 送，每一字节内部则以l s b 在前的方式发送。 六、数据( d a t a ) 该域包含真正要被传输的帧数据，为4 6 到1 5 0 0 字节长。l l c ( 逻辑链路控制) 功能负责将数据分解成适合于网络传输的数据块。数据字节依次传输，每一字节 则以l s b 在前的方式传输。 七、帧校验序列( f c s ) 帧校验序列是一个包含整个帧的循环冗余校验码( c r c ) 的4 字节域。c r c 由发送方根据目的地址、源地址、长度，类型和数据域计算并作为帧的最后4 个字 节。 1 00 1 0 0 m 以太网m a c 的f p g a 设计 f c s 内的比特按照m s b 到l s b 的顺序进行发送。当帧到达目的地时，接收 方使用同样的多项式对接收数据执行相同的操作。如果接收方计算出的c r c 与 f c s 域中的c r c 相符，则该帧被接受。否则，接收器丢弃接收到的帧，因为该帧 被看成带有一个或多个比特的错误。 2 3 以太网m a c 及c s m c d 算法 2 3 1 为什么需要m a c m a c 算法的目的是当多个站点同时要发送数据时，必须决定在给定时刻哪一 个站点能够使用信道。当多个站点共享一个公共底层物理信道并且能同时发送数 据时，这种算法就非常必要。也就是说，只有在两个或两个以上的站点同时使用 一个传输信道时才需要m a c 。m a c 算法提供了一组规则，l a n 上的设备利用这 些规则协商对共享信道的访问。 如果没有共享的信道，那么就根本不需要m a c 算法。考察一下点对点连接的 两个端站，它们之间具有独立的双向信道( 例如，双绞线上的r s 4 2 2 ，见图2 3 ) 。 图2 3 点到点通信 假设每个设备上的接收器总是处于激活状态，而且每个设备在任意时刻都能 向另一个设备发送帧。既然没有多个设备想在指定的一条双绞线上进行同时发送， 也就不需要对信道进行仲裁。注意，这两个站点之间有两条独立的信道。像这样 的能同时支持两个方向上通信的信道称作全双工信道( f u l l d u p l e xc h a n n e l ) 。 历史上，曾经用不同的m a c 算法来区分不同的l a n 技术，例如，以太网 ( c s m a c d ) 、令牌环和令牌总线。这些技术的m a c 算法的差别在于对公共信道 访问的协商方法。但是如果没有共享的信道，那么也就没有必要使用这些信道访 问方法。 2 3 2m a c 在以太网中的作用 以太网的每个节点上都有一个介质访问控制器( m e d i aa c c e s sc o n t r o l l e r ， 第= 章以太网m a c 算法 m a c ) 。m a c 是以太网的心脏和灵魂，它有以下三种功能： 决定节点何时发送数据帧 将帧发送到物理层( p h y ) 转换成包，然后发送到介质上 从p h y 接收帧，然后上传给m a c 客户 虽然所有这三点都很必要，但最重要的还是第一点。对于每一种介质共享的 技术，用来控制节点发送时机的规则日q 做介质访问规贝f j ，这种规则就是它的定义 特征。的确，整个i e e e 委员会的工作都是围绕着介质访问规则的定义展开的。8 0 2 3 委员会( 经常被称为以太网委员会) 定义了以太网使用的c s m a c d 规则，全称 是带冲突检测的载波侦听多路访问( 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 n d e t e c t i o n ) 。 m a c 是网络与设备之间的接口，它从高层接收帧然后通过介质访问规则和 p h y 将帧发送到局域网上，也从p h y 接收帧再送到高层。m a c 的一个最重要的 特点是当控制节点访问介质的时候，它具有介质独立性。m a c 与局域网上所使用 的介质无关，m a c 通过p h y 访问介质。图2 4 给出了m a c 在o s i 模型中的位置。 1 0 m b s 图2 4m a c 在o s i 模型中的位置 2 3 3 以太网m a c 的工作原理 m a c 子层采用的解决竞争共享介质的协议是带冲突检测的载波侦听多路访问 ( c s m a c d ) 。c d m a c d 的主要思想是这样的：在发送数据前，先监听总线是否 空闲，若总线忙，则不发送；若总线空闲，则把准备好的数据帧发送到总线上。 在发送数据的过程中，工作站边发送边检测总线，看是否发生了冲突。若无冲突 1 21 0 1 0 0 m 以太网m a c 的f p g a 设计 则继续发送数据直到发送完该数据；若发生冲突，则停止发送数据，之后发送3 2 比特的j a m 序列，这样网络上所有站点都知道发生了冲突。然后，等待一个随机 时间，且在总线为空闲时，再重新发送该数据帧。 2 3 4 以太网m a c 的具体操作 一、帧接收操作 在半双工和全双工模式下，帧的接收操作过程是一样的。 在接收端，站点监视信道以获得帧到达的指示。当发现信道变成非空闲状态 时，站点开始从信道接收数据比特流，并查找标识m a c 帧起始的前导码( p r e a m b l e ) 和帧起始定界符( s d f ) 。站点连续接收数据比特流直到收到底层信道发出的帧结 束指示。 如果收到的帧长度比一个时隙的长度小，接收方的m a c 将丢弃掉该帧。这是 因为根据定义，有效帧的长度总是比时隙要长( 它等于往返信道传播延时) 。因此 这样的帧段肯定是冲突的产物。接收方根据此原理可检测并丢弃冲突段，而不需 要物理信道的冲突检测指示或无效校验和( c r c ) 指示。 如果收到的帧满足最小长度要求，则接着进行c r c 校验。如果收到帧的c r c 值不正确，就丢弃掉该帧。假设一个长度有效的帧具有正确的c r c 值，接收方将 检查目的地址以查看其是否是如下二者之一： ( 1 ) 站点的物理地址( 单播) 。 ( 2 ) 软件指示站点应该识别的组播地址。 如果这些地址表明帧确实是以该站为目的地，m a c 将把帧传递到其客户方， 并返回到开头，重新等待新到达的帧。 二、帧发送操作 在半双工和全双工模式下，帧的发送操作过程是不一样的。 1 、半双工模式 在半双工模式下，以太网m a c 在传送一个帧时要进行以下步骤： 侦听信道是否有信号正在传送，若有则表示信道繁忙( 即存在载波) ，否 则表示信道空闲( 即载波消失) ； 当以太网上的站点要发送个帧时，它必须等到信道空闲； 信道空闲时，站点在等待一小段帧间隙时闾( i p g ) 后开始发送帧； 如果两个站点同时开始发送，它们将侦听到冲突信号，并重新调整帧的 第二章以太两m a c 算法 发送。 从上面我们可以发现，m a c 在发送帧时必须做两件事： 确定在什么时候可以开始发送 必须能检测到冲突并对其作出响应 下面先介绍接口如何知道在什么时候可以开始发送帧，接着再介绍冲突化解 机制。 对接口发送一个帧的管理规则相当简单： ( i ) 如果不存在载波( 信道空闲) 且无载波的时间等于或超过帧间隔时间 ( i p g ) ，则可以立即开始发送。如果站点要发送多个帧，它在两个帧 之间必须等待一段等于帧间隔的时间。帧间隔时间被设为9 6 比特时间， 对于1 0 m b p s 以太网为9 6 i xs ，对于1 0 0 m b p s 以太网为0 9 6us 。 ( 2 ) 如果存在载波( 信道繁i t ) ，则站点继续侦听直到载波消失( 信道空闲) 。 一旦信道空闲，站点就可以开始发送帧的过程，其中包括等待帧间隔 时间。 ( 3 ) 如果在发送过程中检测到冲突，站点将继续传送3 2 比特数的j a m 序 列。如果冲突在帧发送中发现的很早，则站点将继续发送直到发送完 前导序列 帧起始信号，然后再发送3 2 比特的j a m 序列。发送完整的 前导序列帧起始信号和传送j a m 序列是为了保证信号在介质中持续 足够长的时间，使冲突中所涉及到的所有发送站点都能识别冲突，并 相应地进行响应。 发送完j a m 序列后，站点按一个随机数产生器产生的数字等待一段时间，然 后从第( 1 ) 步开始重新发送，这个过程叫做后退( b a c k o f f ) 。后退时间的取值范 围随重发次数豹增长丽以指数级增长。一个帧在第r 1 次重发之前的后退时间是一 个在下列范围内服从均匀分布的随机整数r ， 0 一 - - r ) 这一组四个引脚用来传递r s 给出的半位元组发送数据，该数据在发送前将被 位于介质上的p h y 进行适当的编码。当t x e n 不活动时r s 给出的半位元组数据 将被忽略。 3 、发送使能( t x _ e n ) 该信号由r s 给出，用来表明t x d 引脚上给出了有效数据，p h y 应将其向网 络介质上发送。 发送时序如图2 1 0 、2 。1 1 所示： 苎三兰坠奎塑坚垒兰墨堡竺 t x j 。几几n 几几几r r n ，几几门r r 门几几几几 。厂* 弋i h 嘲：船届墨互固丑美口口】工口d c 鹇扩飞 c o l 一j-二 图2 1 0 无冲突发送时序图( 摘自i e e es t d8 0 2 3 ，2 0 0 0e d i t i o n ) 一。几几1 几j 几几几门几门几几几几几几门n t xe n 厂叫 i j ，、- - - - - 一 c r 8 c d l 图2 1l 发送中发生冲突时序图( 摘自i e e es t d8 0 2 3 ，2 0 0 0e d i t i o n ) 二、m i i 接收接口信号 1 、接收时钟( r xc l k ) 接收时钟是由p h y 提供并传递给r s 的一个连续时钟信号。r x _ c l k 信号提 供了一个参考时钟，可以用来同步驱动r _ x d 、r xd v 和r x _ e r 信号。r x _ c l k 工作于2 5 m h z ( 对于1 0 m b s 网络操作) 或2 5 m h z ( 对于1 0 0 m b s 操作) 。 2 、接收数据( ( d ) 这一组四个引脚用于向r s 传输p h y 从介质上译码得到的接收半位元组数据。 当r x d v 不活动时给r s 的半位元组数据将被忽略。 3 、接收数据有效( r x _ d v ) 0 1 1 0 0 m 以太网m a c 的f p g a 设计 该信号由p h y 给出，用于向r s 表明在r x d 引脚上给出了从介质上译码得到 的有效数据。r x _ d v 必须在第一个s f d 半位元组之前给出，且必须在接收帧c r s 的最后一个半位元组之后立即撤销。 4 、接收错误( r x _ e r ) 该信号由p h y 给出，用于向r s 表明在p h y 从介质上接收到的数据中检测到 了一个编码错误。 接收时序如图2 1 2 所示： r ) c 一 r x d d ：0 ，- 图2 1 2 无错误接收时序图( 摘自i e e es t d8 0 2 3 ，2 0 0 0e d i t i o n ) 三、m i i 网络状态接口信号 1 、载波侦听( c r s ) c r s 由p h y 给出，用于表明发送或接收介质处于活动状态并且在发送和接 收介质都空闲时撤销。c r s 要求在整个冲突期间给出，并且和t x _ c l k 或r x _ c l k 没有同步关系。 2 、冲突( c o l ) c o l 由p h y 给出，用于表明在介质上检测到了冲突状态，并且在冲突情况持 续时保持不变。c o l 和t xc l k 或r x c l k 没有同步关系。如果使用的是全双 工操作，c o l 信号不被定义。 四、m i i 管理接口信号 m i i 管理接口信号由管理数据时钟( m d c ) 和管理数据输入输出( m d i o ) 组 成，具体描述在下面的m i i 管理接口部分。 第二章以太阿m a c 算法 2 5 2r m i i 信号 以太网交换机芯片的集成度已经相当的高，每个端口通过1 6 个引脚连结到基 于m i i 的p h y 所带来的花费很大，这在现代高密度芯片制造技术中显得尤其突出。 为了减少芯片的尺寸，并提高交换机的端口密度，必须要对m i i 的引脚进行简化， 这样就提出了简化的m 1 1 ( r m i d 。 r m l l 支持1 0 m b s 和1 0 0 m b s 的数据速率及全双工操作，和m i i 不同的是， r m l l 只用于芯片到芯片的连接，而未指定连结器和电缆连结的规范。此外，r m i i 的接收和发送按同一时钟工作，交换机中的发送通路和接收通路可以工作在同一 个时钟信号之上，从而减少了时钟引脚。为了更大程度上减少引脚数目，r m i i 规 定数据及控制通路工作于5 0 m h z 的频率上，这样就使得发送和接收数据通路从半 位元组减少到两位宽度。通过重新安排载波侦听、冲突、接收数据有效、接收错 误和发送错误信号又可以节省3 个引脚。这样形成的r m i i 信号如下所示： 1 、参考时钟( r e f c l k ) 接收、发送和控制界面的同步参考时钟是出交换机或某个外部时钟源提供的 5 0 m h z 信号 2 、载波侦听接收数据有效( c r s _ d v ) 当介质不空闲时c r sd v 以和r e fc l k 相异步的方式给出。载波的丢失将 导致c r sd v 在r x d 给出半位元组的前两位的r e fc l k 周期被同步撤销 ( 即c r s _ d v 只能在半位元组的边界被撤销) 。在c r sd v 初次被撤销之后，如 果p h y 在r x d 上还有额外的数据位，那么p h y 必须在r x d 给出半位 元组的后两位的r e f _ c l k 周期同步给出c r s d v ，之后在给出半位元组的前两位 的r e f _ _ c l k 周期撤销c r s d v 。当c r s 比r xd v 早结束时( 即载波消失而队 列中还有数据要传输时) ，就会出现c r sd v 在半位元组的边界以2 5 m h z ( 在 1 0 0 m h z 模式下) 或2 5 m h z ( 在1 0 m h z 模式下) 的频率在0 、1 之间来回切换。 因此，m a c 能够从c r sd v 中精确的恢复出r xd v 和c r s 。 3 、接收数据( r d x ) 接收数据信号，以和r e f _ c l k 同步的方式恢复出来的两位数据 2 40 1 0 0 m 以太网m a c 的f p g a 设计 咄娜州i 叩i i 州i i 叩i 叫ii t 叫i 1 1 一 li c r sd v r x d 【i 】 戕d 【 ) j 图2 1 3 接收时序图( 摘自r m i is p e c i f i c a t i o n ，m a r c h2 0 ，1 9 9 8 ) 4 、发送使能( t x _ e n ) 当该信号给出时t x d 上的数据为有效数据 5 、发送数据( t x d ) 发送数据信号，以和r e fc l k 同步的方式发送的两位数据 因为r m i i 信号中没有定义冲突信号( c o l ) ，在半双工模式下为了能够检测 到冲突，必须从上面的信号中恢复出c o l 信号。由于c r s _ d v 和t x _ e n 都包含 准确的帧起始指示，因此m a c 可以通过将t x _ e n 和从c r s _ d v 中恢复的c r s 做与运算，从而得到m i i 中的c o l 信号。注意，不能将t x _ e n 和c r s _ d v 直接 做与运算，因为在帧尾c r sd v 可能在0 、l 之间来回切换以分离r x d v 和c r s 。 图2 1 4 发送时序图( 摘自r m i is p e c i f i c a t i o n ，m a r c h2 0 ，1 9 9 8 ) 2 5 3m i i 管理接口 为了能够管理物理层以及从物理层收集状态信息，m i i 管理接口在管理实体和 物理层之间提供了简单的双向串行接口。下面介绍m i i 管理接口信号、管理帧格 式和管理寄存器。 一、m i i 管理接口信号 m i i 管理接口信号由两部分构成：管理数据时钟( m d c ) 和管理数据输入输 出( m d i o ) 。 第二章以太网m a c 算法 1 、管理数据时钟( m d c ) 该时钟信号由交换机输出，并用于通过m d i o 引脚从p h y 中同步输入或输出 数据。8 0 2 3 u 标准中规定m d c 工作的最高频率为2 5 m h z ，但是存在着运行于高 得多的频率( 如1 0 m h z ) 的r s 和p h y 的集成电路实现。这主要是在一个m i i 管理接口上实现多个p h y 时，对m i i 管理寄存器定时查询进行优化。 2 、管理数据输入输出( m d i o ) 这是一个可以向p h y 设备输入和输出串行数据的双向信号。由管理实体给出 的控制和配置数据与m d c 同步地在m d i o 线上给出，并且被m d i o 同步采样。 由p h y 给出的状态信息，作为对管理实体读取管理寄存器请求的响应，与m d c 同步地在m d i o 线上给出，并且被管理实体同步采样。 二、m i i 管理协议 管理数据是以一定的帧格式进行读写的，且与m d c 相同步地以串行方式在 m d i o 线上传输。表2 1 给出了向p h y 进行写操作和从p h y 迸行读操作所用的帧 格式。位发送顺序是从左到右的。 表2 1 管理帧结构( 摘自i e e es t d8 0 2 3 。2 0 0 0e d i t i o n ) 管理帧的各个域 p e r s t o pp h y a dr e g a d 弱 d j u ai d l e r e a d1 10 l1 0a a a a ar r r r rz 0d dz w h t e1 10 10 1a a r r r r r1 0d dz 下面介绍管理帧的各个域： l 、p r e ( 前导) 管理实体是以这样一种方式来启动每一次管理帧传输的。它在m d c 上的连 续3 2 个时钟周期内在m d i o 上发送一个由3 2 个连续的l 组成的前导序列。这使 得p h y 可以与新的帧同步。可以采用“前导抑制”选项来省略这个序列( 这可以 通过配置m i i 模式寄存器来实现，参见3 6 节) ，但只有在管理实体判定所有连到 m d i o 上的p h y 都支持该选项时才可以这样做。 2 、s t ( 开始定界符) 1 0 1 0 0 m 以太网m a c 的f p g a 设计 一个0 1 转换表明一个管理帧的开始。 3 、o p ( 操作码) 写操作码( 0 1 ) 表明管理实体将提供p h y 和所写管理寄存器的地址，以及所 写的数据。读操作码( 1 0 ) 表明管理实体将提供p h y 和所读管理寄存器的地址， 而数据将由p h y 提供。 4 、p h y a d ( 物理地址) 这是一个在某一单独m d i o m d c 实现中唯一的5 位地址，最多允许有3 2 个 p h y 被寻址。该地址以m s b 在前的方式进行传送。带有外露式m i i 连接器的p h y 必须对地址0 0 0 0 0 作出响应。在一个集成有多个p h y 的实现中，管理实体必须事 先知道每一个地址所代表的p h y 。 5 、r e g a d ( 寄存器地址) 这是一个用于在特定的p h y 内选择内部管理寄存器的5 位地址。最多可以对 3 2 个寄存器进行寻址。该地址以m s b 在前的方式进行发送。