计算机网络 第四章介质访问子层.ppt

第四章介质访问子层 信道分配问题多路访问协议ieee802标准和局域网局域网互连和网桥高速局域网 广播式网络 局域网大多采用广播传输技术 共享信道 广播信道 broadcastchannel 或多路访问信道 multiaccesschannel 或随机访问信道 randomaccesschannel 中 所有站点共享一个传输信道 任何时候只允许一个站点使用信道 向信道上发送数据 若有两个或多个站点同时发送数据 则信号在信道上就会发生碰撞或冲突 collision 导致数据发送的失败 介质访问控制 mac 解决冲突的办法就是采用一套信道分配的策略来控制各个站点如何使用信道 即介质 信道 访问 使用 控制mac mediumaccesscontrol 由于网络中使用的传输介质及拓扑结构的不同 使得介质访问控制的策略也不相同 因此在局域网的数据链路层底部特别设置一个介质访问控制子层来专门负责信道分配的问题 4 1信道分配问题 信道分配策略可分为两大类 静态分配 如传统的fdm和tdm 将频带或时间片固定地分配给各个站点 适用于站点数量少且固定的场所 控制简单 动态分配 异步时分多路复用 分为两种 随机访问 争用 contention 只要有数据 就可直接发送 发生冲突后再采取措施解决冲突 适用于负载轻的网络 负载重时效率低 控制访问 发送站点必须先获得发送的权利 再发送数据 不会发生冲突 在负载重的网络中可获得很高的信道利用率 主要有轮转 round robin 和预约 reservation 两种方式 静态分配 静态分配无法适应用户数的动态变化 突发性通信造成信道的闲置 使利用率降低 平均时延 设信道容量为c比特 秒 数据到达率为 帧 秒 平均每帧长度服从指数概率密度函数分布1 比特 帧 则平均时延为 1t c 若将单个信道分为n个独立分布的fdm子信道 则平均时延为 1ntfdm nt c n n c 是单个信道时延的n倍 tdm也有类似问题 动态分配模型 一些假设 站模型 由n个独立的站组成 每站在 t时间内生成新帧的概率为 t 为一常量 单通道假设 所有通信都通过单个信道进行 冲突假设 如果两帧同时发送 产生冲突 所有的站都能检测到冲突 除冲突外没有其他错误 连续时间 帧能在任何时候开始发送 时隙 时间被分为离散的区间 时隙 帧总是在时隙开始的瞬间发送 载波侦听 所有的站都能检测到信道是否正在使用 非载波侦听 各站在使用信道前不检测信道是否空闲 4 2多路访问协议 争用协议一 aloha协议20世纪70年代 美国夏威夷大学的aloha网通过无线广播信道将分散在各个岛屿上的远程终端连接到本部的主机上 是最早采用争用协议的网络 有两个版本 纯aloha协议 purealoha 时间是连续的 不需要时间同步 时隙aloha协议 slottedaloha 时间是离散的 需要时间同步 纯aloha协议 每个站点只要有数据就可发送 通过监听信道来发现是否发生冲突 若冲突 则等待一段随机时间 再重新发送 研究发现 各个帧的长度相同 就可获得最大的吞吐量 单位时间内能够成功发送的数据帧的平均数量 纯aloha系统中的易损时间区 在下图中可以看出 在时间区t0 t0 2t内 只要有除阴影帧外的其它数据帧开始发送 都会产生冲突 这个时间区 即2t 两个帧时 称为易损时间区 vulnerableperiod 纯aloha信道的分析 一个争用系统一方面不断生成新的数据帧发送 另一方面由于冲突造成老的数据帧的重发 若在一个帧时tframe frametime 一个数据帧占有的时间长度 内平均有t个新帧生成 显然 必须满足0s 在各种负荷下 设传送成功的概率为p0 则存在s gp0的关系 这里s即为吞吐量 g为网络负载 在任一帧时内生成k帧的概率服从泊松分布 poissondistributed gke gpr k k 纯aloha信道的效率 生成0帧的概率 g0e g 0 e g由于两个帧时内产生的帧数平均为2g 则在易损时间区内只有一个数据帧 无任何其它帧产生 的概率为 p0 e 2g代入s gp0可得 s ge 2g当g 0 5时 可获得最大的吞吐量smax 1 2e 18 4 时隙aloha协议 1972年提出了可将纯aloha的利用率提高一倍的方法 即时隙aloha系统 将信道时间分为离散的时间片 每个时间片可以用来发送一个帧 一个站点有数据发送时 必须等到下个时间片的开始才能发送 这种时间的同步是通过设置一个可定时发送时钟信号的特殊站点来实现的 时隙aloha的易损时间区是纯aloha的一半 即t 一个帧时 因此可得 s ge g当g 1时 可获得最大的吞吐量smax 1 e 36 8 争用协议二 csma协议 载波侦听多路访问 carriersensemultipleaccess 协议中 各站点不是随意发送数据帧 而是先要监听一下信道 根据信道的状态来调整自己的动作 只有发现信道空闲后才可发送数据 即 讲前先听 可大大减少冲突 获得远大于1 e的利用率 广泛应用于lan中 常见的四种csma协议 1 坚持式csma 1 persistentcsma 非坚持式csma non persistent p 坚持式csma p persistentcsma 带有冲突检测的csma csmawithcollisiondetection 1 坚持式csma 当一个站点要发送数据时 首先监听信道 若信道忙 就坚持监听 一旦发现信道空闲 就立即发送数据 发送数据的概率为1 若发生冲突 就等待一随机时间 再重新开始监听信道 两种发生冲突的可能 信号传输的延迟造成的冲突 多个站点在监听到信道空闲时 同时发送 此协议的性能高于aloha协议 非坚持式csma 当一个站点要发送数据时 首先监听信道 若信道忙 就随机等待一段时间后再开始监听信道 非坚持 一旦发现信道空闲 就立即发送数据 延迟增大 p 坚持式csma 用于时隙信道 当一个站点要发送数据时 首先监听信道 若信道忙则等到下个时间片再开始监听信道 若信道空闲便以概率p发送数据 而以概率q 1 p推迟到下个时间片再重复上述过程 直到数据被发送 概率p的目的就是试图降低1 坚持式协议中多个站点同时发送而造成冲突的概率 采用坚持监听是试图克服非坚持式协议中造成的时间延迟 p的选择直接关系到协议的性能 各种随机访问协议的信道利用率与负载的关系图 csma cd cs协议的 讲前先听 对aloha系统进行了有效的改进 但在发送过程中若发生冲突 仍要将剩余的无效数据发送完 既浪费了时间又浪费了带宽 cd协议的 边讲边听 可对csma作进一步改进 发送过程中 仍然监听信道 通过检测回复信号的能量或脉冲宽度并将之与发送的信号作比较 就可判断是否发生冲突 一旦发生冲突 立即取消发送 等待一随机时间后再重新尝试发送 csma cd有三种状态 竞争 传输和空闲周期 csma cd协议中的竞争时间片 竞争时间片 contentionslot 的长度为信道最大传输延迟 propagationdelay 的2倍 即2 图中为2tprop 表示一个站点发送数据后 最多需经2 的时间才能确认是否 抓住 seized 了电缆 例如 对于1公里长的同轴电缆 约为5 s 则其竞争时间片为2 即10 s 竞争时间片的理解 竞争时间片也叫冲突检测时间 使用特殊的编码用于冲突检测 帧的最小长度 较大的 长的信道 和短帧对冲突检测的影响 无冲突 collision free 协议 顾名思义无冲突协议就是不会产生冲突的协议 两种无冲突协议 位图 bit map 协议也叫比特映像协议二进制倒计数 binarycountdown 协议也叫二进制地址相加协议 位图协议 假设有n个站点 编号为0 n 1 下图中n 8 将信道时间划分成一系列交替的预约周期 位图 和数据传输周期 一个预约周期由n个1比特的竞争时隙组成 每个时隙对应一个站点 任何一个站点有数据发送时 必须在它的竞争时隙期间发送 1 进行预约 预约周期结束后 预约过的站点按编号顺序进行发送 永不冲突 最后一站点发完数据后 开始新一轮的预约周期 位图协议的性能 低负荷时 数据发送少 基本重复预约周期 对于低编号的站点 平均需等待n 2时隙 本次预约周期 外加n时隙 下一轮预约周期 共1 5n时隙后才可发送 对于高编号的站点 平均只需等待n 2时隙 本次预约周期 就可发送 因此 所有站点平均等待时间为n个时隙 则低负荷下的效率为d n d 其中d为一个数据帧的比特量 高负荷时 基本上n比特竞争时隙按比例平均分配给n帧数据 即每帧需要一比特的额外开销 则效率为d d 1 位图协议的改进 小时隙轮换优先权协议 对位图协议稍加改进 一个站点在预约后可立即发送 发送后紧接着又进入预约周期 由后继站点进行预约发送 改善了位图协议在低负荷下的效率 每个站点的平均等待时间都为n 2个时隙 二进制倒计数协议 每个站点的地址用等长的二进制数表示 每个要发送数据的站点先广播发送它们的二进制地址 按高位到低位的顺序 这些地址在信道上被按位相加 逻辑或 各站点在发送地址时监听信道 当发现自己地址中的某个 0 在信道上变为 1 时 即退出竞争 最后参与竞争的地址最高的站点获得发送权 发送结束后 重新进入下一轮竞争 二进制倒计数协议的效率及改进 对共有n个站点的系统中 地址长度为ceil log2n 每个站点为获得信道所需的额外开销也就是ceil log2n 则其协议效率应为d d ceil log2n 将帧的第一个字段改为地址字段 则协议效率可达100 显然 各站点具有不同的优先级 地址越高 优先级也越高 为了公平 采用一种虚拟站编号并轮换优先级的改进方案 编号可变 发送完数据的站点将其地址编号降到最低0 其它编号低于该站点的站点编号都加1 有限争用 limited contention 协议 争用协议在轻负荷时延迟特性好 但重负荷时信道效率低 而无冲突协议在轻负荷时延迟特性差 但重负荷时信道效率高 将争用协议和无冲突协议结合起来 在轻负荷时使用争用策略 而在重负荷时使用无冲突策略 即有限争用协议 对称 symmetric 式争用的分析 在对称的争用协议中 每个站点都以相同的概率p竟争使用信道 假设共有k个站点参与信道竟争 则在一竞争时隙内一个站点获取信道的成功概率为kp 1 p k 1 通过对p的微分可得最优值p 1 k 即pr 最优p的成功率 k 1 k k 1当k增大时 竞争成功概率pr急剧下降 当k 5时接近其极限1 e 非对称 asymmetric 争用方式 只要减少参与竞争的站点数 就可增加每一竞争时隙内站点获取信道的概率 有限争用协议的指导思想 根据网络的负荷情况 对所有的站点进行动态分组 负荷轻时 每组中的站点数多一些 负荷重时 站点数就少一点 每个竞争时隙内只允许某个组中的站点进行竞争 自适应步进树协议 自适应步进树 adaptivetreewalk 协议是有限争用协议的一个典型例子 把所有站点看作是一棵二叉树的树叶 树中的其它节点作为不同的组别 自顶开始采用深度优先搜索方式 将竞争时隙顺序地分配给不同的组别 若发生冲突 则对其左子树和右子树继续搜索 直到没有站点发送或某个站点竞争获得成功 自适应步进树协议示例 站点c d和g有数据发送 时隙0 组1中碰撞 移到组2 时隙1 组2中碰撞 移到组4 时隙2 组4中无站点发送 移到组5 时隙3 组5中碰撞 移到c 时隙4 c竞争成功 移到d 时隙5 d竞争成功 移到组3 时隙6 组3中无冲突 g竞争成功 自适应步进树协议的改进 负荷越重 初次搜索的层次就应该越低 假设通过实时监视网络流量可较准确地估算出有q个站点准备发送数据 则可推算出应从第log2q层开始搜索 其它的优化 考虑站点g和h要发送数据 常规需7个时隙 1 2 3 6 7 g h 采用log2q层开始搜索需6个时隙 2 3 6 7 g h 更优化方法只需4个时隙 2 6 g h 波分多路访问协议 光纤网中一种无源星形连接 波分多路访问协议 每个站点都有2个发送端和2个接收端 一个波长固定不变的接收端 用来侦听本站点的控制信道 一个波长可调的发送端 用于向其他站点的控制信道发送帧 一个波长固定不变的发送端 用于输出数据 一个波长可调的接收端 用来选择要侦听的数据发送端 波分多路访问协议 每个站点分配2个信道 控制信道 窄 输出数据帧信道 宽 无线局域网 wirelesslan 协议 wlan中通过有线介质将一些基站 basestation 连接起来 每个基站通过微波或红外信号与移动的计算机进行通信 一个基站同时只能与一台计算机通信 wlan最基本使用csma协议 但由于各个站点发出的信号范围有限 不像有线网络中一个站点发出的信号可到达所有的站点 因此会造成 隐藏站点问题 hiddenstationproblem 图 a 中 a向b发送时 由于c听不到误以为可发送数据 造成b接收失败 暴露站点问题 exposedstationproblem 图 b 中 b向a发送时 c听到信道忙误认为它不能向d发送数据 实际上并不影响a和d两站的接收 multipleaccesswithcollisionavoidance maca 带冲突避免的多路访问协议 是wlan采用的介质访问控制协议 其相应的国际标准为ieee802 11 发送方先激发 rts 接收方发送一个短帧 cts 使接收方周围的站点不会在即将到来的数据帧期间发送数据而导致冲突 避免冲突 当多个站点同时向一个站点激发时仍会发生冲突 在预定时间内没有收到cts的发送方采用二进制指数退避算法 在等待一随机时间后再次重试 maca a首先向b发送一包含后继数据帧长度的rts短帧 30字节 b回复一个也包含数据帧长度 从rts中得到 的cts短帧 a一旦收到cts 就开始发送数据 侦听到rts的其它站点均向a关闭 并保持足够长的沉默时间使a可无冲突地收到cts 侦听到cts的其它站点均向b关闭 并在后继数据到来期间 从cts中可知 保持沉默 c位于a范围内 b范围外 听不到cts 可随意地在a发送数据帧时发送自己的帧 d和e都位于b范围内 听到cts后 关闭所有的发送 直到a到b的帧被认为发送完毕 4 3ieee802标准与局域网 ieee于1980年2月成立了一个局域网标准化委员会 叫作802委员会 专门从事局域网标准的制定 其制定的一系列标准称作ieee802标准 ieee802标准被ansi接收为美国国家标准 于1984年3月被iso采纳作为局域网的国际标准 称为iso8802标准 osi参考模型和802工程模型的关系 从osi参考模型的角度来看 ieee802标准主要涉及物理层和数据链路层及网络层的一部分 其中数据链路层被分为介质访问控制 mac 子层和逻辑链路控制 llc logicallinkcontrol 子层 物理层和介质访问控制子层 局域网可采用多种传输介质和拓扑结构 相应需要多种不同的介质访问控制方式 逻辑链路控制子层 完成通常意义下的数据链路层的功能 使网络的上层可完全独立于各种不同的物理底层 网际 network 层 由于局域网基本使用广播信道 各节点之间无需路有选择 但当涉及多个局域网互连时 就必须设置一网际层来实现路由选择的问题 相当于网络层的一个子层 ieee802标准系列 ieee802 1a 概述及网络体系结构ieee802 1b 寻址 网络管理和网际互联ieee802 2 逻辑链路控制协议ieee802 3 csma cd介质访问控制方法和物理层技术规范 以太网 ieee802 4 令牌总线介质访问控制方法和物理层技术规范ieee802 5 令牌环介质访问控制方法和物理层技术规范ieee802 6 dqdb介质访问控制方法和物理层技术规范 man ieee802 7 宽带lan 时分剑桥环网 ieee802 8 光纤局域网 fddi ieee802 9 综合话音数据局域网 isdn ieee802 10 可互操作的局域网的安全机制 virtuallan ieee802 11 csma ca wlan ieee802 12 优先级请求访问局域网 100voicegrade anylan ieee802 14 有线电视网上的数据传输ieee802 15 wpan wirelesspersonalareanetworks ieee802 16 broadbandwireless wirelessman ieee802 17 坚固型分组环 rpr resilientpacketring ieee802 18 radioregulatorytag technicaladvisorygroup ieee802 19 coexistencetechnicaladvisorygroup ieee802标准系列图示 从以太网到ieee802 3 1976年 xerox公司建成世界上第一个csma cd局域网 2 94mbps 在一公里长的粗同轴电缆上连接了100多个个人工作站 此系统被称作以太网 ethernet 以太网的成功促使xerox dec和intel联合开发该产品 并制定了一个10mbps的以太网标准 ieee802 3标准正是建立在此标准之上 ieee802 3和以太网的区别 ieee802 3描述了运行在各种介质上的从1mbps 10mbps的整个1 坚持式csma cd系统的家族 两者帧的头部字段定义也有所不同 ieee802 3标准的协议 ieee802 3标准采用1 坚持式csma cd协议 当站点有数据发送时 先监听信道 若信道忙就坚持监听直到信道空闲 一旦信道空闲就立即发送数据 在发送数据时仍继续监听信道 若发生冲突就终止数据发送 实际上会再发送4到6个字节的干扰串 jam 以便加强冲突 使所有站点都能尽早发现冲突 退出数据发送 这叫作冲突强化措施 collisionconsensusenforcement 等待一随机时间后 再重新尝试发送 ieee802 3的四种介质规范 按历史的发展顺序依次为 10base5 粗缆以太网 10base2 细缆以太网 10base t 双绞线以太网 10base f 光纤以太网 含义 10 速率为10mbps base 基带信号传输 5 单段的最大长度为5个100米 2 单段的最大长度为2个100米 实际为600英尺 约182 88米 t twistedpair 使用双绞线介质 f fiberoptics使用光纤介质 10base5和10base2 所有站点都连接共享一条同轴电缆总线 10base5使用粗缆收发器连接介质 通过收发器电缆 aui电缆 将粗缆收发器和网卡相连 收发器电缆采用stp 发送数据一对 接收数据一对 碰撞信号传输一对 15电源和地一对 外加一根屏蔽的保护地 最大长度不能超过50米 10base2使用t型头及bnc连接器来连接介质和网卡 其收发器不再单独在外 直接集成在网卡上 各种组网技术的连接 10base t和10base f 10base t 所有站点都通过独立的双绞线连接到一个中央集线器 hub 的各个接口上 集线器内部电路将所有的接口都连接在一起 构成共享信道 双绞线的连接使用标准的rj45连接器 最大长度不超过100米 双绞线中只使用其中的两对 一对用于数据发送 1和2脚分别为txd 和txd 另一对用于数据接收 3和6脚分别为rxd 和rxd hub可以用各种线缆进行级联 以便实现更长距离的连接 10base t为星型拓扑结构 符合结构化设计 是以太网中最常用的组网技术 10base f使用光纤作为传输介质 具有极好的抗干扰能力 距离可达2公里 适用于室外楼宇之间的连接 曼彻斯特编码 曼彻斯特编码 manchesterencoding 和差分曼彻斯特编码 differentialmanchesterencoding 都为自同步归零码 曼彻斯特编码属绝对相位编码 而差分曼彻斯特编码属相对相位编码 所有的802 3系统都采用曼彻斯特编码 实现比较简单 其信号的高电平为 0 85v 低电平为 0 85v 由于在每个1 2位周期处都会发生跳变 不仅可提供用于同步的时钟信号 但编码效率降低 也为信道侦听提供了可能 802 3mac帧的结构 前导码 7个字节 10101010 用于收发双方的时钟同步 帧起始定界符 1个字节 10101011 标志帧的开始 目的地址和源地址 可为2或6个字节 但10mbps的基带系统只用6字节地址 目的地址可分为 单地址 最高比特位为 0 用于单播 unicast 组地址 最高比特位为 1 用于组播 multicast 广播地址 全 1 用于广播 broadcast 通过次高位的不同来区分全局地址和局部地址 局部地址 次高位为 1 由网络管理员指定 只用于本网中 全局地址 次高位为 0 由ieee统一分配 保证在世界上的唯一性 共有248 2 7 1013 70万亿个 长度字段 2个字节 0 1500 用于指明数据域的字节数 数据域 0 1500个字节 用于存放被传输的数据 llcpdu 填充域 0 46个字节 802 3规定有效帧从目的地址到校验和字段的最短长度为64字节 固定部分为18字节 当数据域长度小于46个字节时 就使用本字段的填充来满足最短帧的要求 校验和 4个字节 使用32位crc校验 g x x32 x26 x23 x22 x16 x12 x11 x10 x8 x5 x4 x2 x 1 802 3mac最短帧的限制 对最短帧的限制主要有两个原因 区分出有效帧和碎片帧 由于冲突而中断发送的残缺帧 长度短 更为重要的原因是短帧可能会造成冲突检测失败 竞争时间片2 2 总的dte延迟 总的repeater延迟 总的mau延迟 传输延迟 决定了半双工csma cd系统 共享信道 中的最大冲突域 collisiondomain 直径 802 3基带系统在2 5公里长 包含4个中继器 的信道上的2 为51 2 s 对于10mbps的速率来说 帧长 51 2 s 10mbps 512bit 64byte随着网络速度的提高 相应地必须增大最短帧的长度或缩小电缆的最大长度 对于100mbps 512位时间 bit time 的2 为5 12 s 则网络跨度 span 约为250米 基于双绞线 包含2个ii类中继器 对于1000mbps 512位时间的2 为0 512 s 则网络跨度为25米 640字节 250米 实际的千兆以太网通过一种载波扩展的机制延长一个帧信号在半双工系统上的活动时间 在帧后使用扩展位让帧信号最少在系统上停留512个字节 即4096位时间 因此其竞争时间片为4 096 s 相应的网络直径达到200米 使用一个中继器 但大大地降低了信道的效率 二进制指数退避算法 冲突发生后随机等待时间的产生遵循二进制指数退避算法 binaryexponentiationbackoffalgorithm 它可以将等待的时间动态地与试图发送的站点数相匹配 具体为 以竞争时隙 2 作为基本的等待时间单位 在i次冲突后 等待的时隙数为0 2i 1中的随机之一 达到10次冲突后 随机等待的最大时隙数就被固定在1023 210 1 16次冲突后 宣布发送失败 进一步的恢复留待高层进行 回答以太网 acknowledgingethernet 以太网采用正向应答方式 收到正确帧就返回一个肯定确认 收到错误帧 不作确认 各种类型的帧 包括数据帧 确认帧等 都要参加发送竞争 这种网络称为原型网 确认帧 短帧 发生冲突会大大降低网络效率 为了使确认帧能快速正确地发送 在每次数据帧发送成功后 将第一个竞争时隙 基本等待时间 bwt basicwaittime 留给目的站点 用作确认帧无冲突传输 这种方式叫作回答以太网 802 3mac子层的功能 802 3mac子层除了要完成介质访问管理 包括介质分配和冲突解决 的功能外 另外还要实现对数据的封装与解封 包括组帧 寻址和错误检测 交换式 switched 以太网 网络交换机 switch 源自于多端口网桥 bridge 采用存储 转发方式在各端口之间进行数据帧 802 3mac帧 的交换 遵循ieee802 1d规范 交换机的每个端口都为一个独立的冲突域 不仅可将不同运行速度的网段连接起来实现增大网络距离的目的 而且由于可同时提供多条数据传输路径 非共享 从而使网络的整体吞吐量大为提高 交换机内维护着一张地址表 将各端口同与之相连的节点 mac 地址关联起来 它是数据帧转发的依据 交换式以太网的三种转发技术 存储转发式 完全接收存储了一个帧后 再进行转发 延时大 切入式 只接收到帧头中的目的地址后 就可据此进行转发 大大降低了延时 但可能会转发坏帧 改进的切入式 接收完帧的头64个字节 基本可检测出是否坏帧 后再进行转发 在交换延迟和错误校验之间取得较好折衷 ieee802 5令牌环 tokenring 网 令牌环网1969年出现于贝尔实验室 1985年10月ibm公司推出了ibm令牌环网 后来形成ieee802 5令牌环网标准 环并不是真正的广播介质 而是由一系列点到点的连接构成的一个圆环 可以灵活使用双绞线 同轴电缆 光纤等多种传输介质 ieee802 5令牌环网使用stp 速率为1mbps或4mbps 采用差分曼彻斯特编码 其高 低电平分别为 3 0v 4 5v和 4 5v 3 0v 不要求使用星型环结构 但大多数802 5局域网都采用星型环结构 令牌环工作原理 站点通过环接口连到网上 数据以帧的形式在环上单方向流动 环上存在一个称为令牌的特殊标记 令牌也象数据一样在环上单向传递 只有获得令牌的站点才有权利发送数据 不会发送冲突 各站点边收边发 所有站点都会收到数据 数据返回到发送站被取消 环的比特长度 环的长度至少要能容纳整个令牌在其上周游 因此环的长度有最小值限制 设环的数据传输速率为rmbps 则每1 r s发送1比特 由于电缆上信号的典型传播速率为200m s 则环上一个比特的物理长度为200 rm 例如对于一个速率为1mbps的环网 则每比特物理长度就为200m 考虑每个环接口都有1个比特的延迟 若在一个周长为1000m的环上有10个站点 则整个环可容纳1000 200 10 15比特 用环上能同时容纳的比特数来表示环的长度称为环的比特长度 为了使一个环能容纳一个完整的令牌 当环的周长太短或站点太少而造成环的比特长度不够时 可在环接口处引入额外的延迟 星型环结构 ibm令牌环采用一种星型环结构 可以很好地解决环路中断或环接口故障的问题 从而改善了网络的可靠性和可维护性 802 5mac帧结构 有两种帧 令牌帧和数据帧 起始和结束定界符采用物理编码违例码法 j为 1 的违例码 k为 0 的违例码 i表示后继帧位 1 表示后面还有待发的帧 0 表示是最后一帧 e为差错检测位 发送站置为 0 环上所有站点对经过的该帧进行检验 若出错则置e为 1 否则不变 访问控制 t为令牌忙 闲标志位 令牌帧为 0 数据帧中为 1 ppp为优先级位 表示空令牌的优先级 只有优先级大于或等于ppp的数据帧才能发送 rrr为优先级预约位 当信道忙时 可将要发送的数据帧的优先级写入rrr进行预约 m为监控位 监控站用来检测那些未被发送站取消的数据帧 发送站发m为 0 经过监控站被置为 1 监控站若发现为 1 则从环上删除该帧 帧状态 r为保留位 由于fs不在校验之列 所以a和c出现两次以增加可靠性 它们可作为帧的应答 a为地址识别比特 发送站发a为 0 当一个站点发现该帧的目的地址与自己相符 则置a为 1 c为帧复制比特 发送站发c为 0 当接收站收下该帧后 置c为 1 目的地址和源地址同802 3 数据域的长度只要不超出令牌持有时间即可 校验和字段校验从帧控制域到数据域范围 同802 3 802 5的控制帧及环的维护 帧控制 ff表示帧的类型 00 表示mac帧 由cccc进一步标识具体控制帧 01 表示用户数据帧 cccc无意义 rr为保留位 环上总是有且仅有一个监控站 monitorstation 用来管理维护全环 每个站点都可能成为监控站 监控站要处理令牌丢失和环中断 要检测并清除环中的坏帧和孤儿帧 要保证环的最小比特长度等 令牌的优先级控制 数据的优先级由发送站根据数据对实时性的要求自行规定 优先级控制包括优先级的预约 优先发送的实现 优先级的复原等过程优先级的预约请求新令牌的发出优先发送的实现优先级的复原 令牌的优先级控制 设令牌当前的优先级为p0 有三个站有数据等待发送 按位置先后顺序依次为s1 s2 s3 其待发送数据的优先级分别为p1 p2 p3 且满足p0 p1 p2 p3 站点s1首先等到令牌 通过优先级比较 它可以利用这个令牌发送一帧数据 站点s2 s3在转发站点s1的数据帧的同时 对下一个令牌的优先级进行预约 过程如下 站点s2在转发s1的数据帧时将自己待发送的数据的优先级p2与ac字段的预约位值r0进行比较 如r0 p2 则将p2写入预约位 假设原预约位的优先级为r0 p2 站点s3在转发s1的数据帧时将自己待发送的数据的优先级p2与ac字段的当前预约位进行比较 因为p2 p3 将p3写入预约位 即高优先级数据可以剥夺低优先级数据的预约请求 令牌的优先级控制 站点s1的数据帧绕环一周后 返回源发站 由源发站将其从环上清楚 并产生一个新的令牌往下游传递 新令牌的优先级取预约位的优先级p3 站点s1保存的令牌原优先级p0 以及s1当前待发送数据的优先级p1 如果还有的话 三者中的最大值 p3 新令牌经过s2时 由于p2 p3 s2的数据不能发送 经过s3时 由于p3 p3 所以s3的数据可以发送 优先级预约成功 当高优先级没有数据发送时 由原来将优先级抬高的站点负责将优先级恢复到原来较低的水平 ieee802 4令牌总线 tokenbus 网 工厂自动化系统要求一种在物理上采用总线结构 适合于自动化的装配生产线的线性结构 以获得较高的网络可靠性 而在逻辑上采用令牌环的工作原理 使各站点的数据发送得到预知的保证 这就是ieee802 4令牌总线网 采用75 的宽带同轴电缆 速度有1mbps 5mbps和10mbps三种 令牌总线网的工作原理 所有站点在物理上挂在一根总线上 逻辑上构成一个环 按地址从高到低的顺序进行排列 最低地址后紧接最高地址 每个站点知道它的直接前趋站和直接后继站的地址 令牌按地址从高到低的顺序在逻辑环中进行传递 当一个站点发完数据后 在令牌中填入其后继站的地址 并传给后继站 采用优先级策略 有从高到低4个优先级别为6 4 2和0 并规定了一个最大的令牌持有时间 令牌总线帧的结构 前导码用于接收方的时钟同步 起始定界符和结束定界符用于确定帧的边界 使用模拟编码 不会和数据冲突 帧控制用于区分数据帧 携带帧的优先级及要求接收站应答的指示 和控制帧 令牌帧或维护帧 目的地址和源地址同802 3 但可混用2字节和6字节地址 数据域 当使用2字节地址时 长度 8182个字节 使用6字节地址时 长度 8174个字节 校验和同802 3 令牌总线的控制帧 逻辑环的维护 令牌传递 who follows set successor solicit successor 2 站插入环 solicit successor resolve contention 站退出环 set successor 逻辑环的初始化 claim token 故障排除多个令牌错下游站失效 优先级控制 定义了四种优先级0 2 4和6 最高为6 每个优先级对应一个发送队列 数据帧根据其优先级分别在送入不同的发送队列 当有新令牌来到 从最高优先级开始 依次发送各优先级队列中的数据帧 每个优先级定义了一个令牌持有时间 在这个时间内可以发送任意多个帧 前一个优先级没有用完的时间可以顺延给下一个优先级使用 总令牌持有时间等于各优先级的令牌持有时间之和 通过合理设置时钟 可以保证总令牌持有时间的一定比例被分配给优先级为6的队列使用 802 3 802 4及802 5的比较 802 3优点使用最为广泛 算法简单 站点可以在网络运行中安装 使用无源电缆 轻负载时 延迟为0 缺点使用模拟器件 每个站点在发送的同时要检测冲突 最短帧长64字节 对于短数据来讲开销太大 无优先级 发送是非确定性的 不适合于实时工作 电缆最长2500米 使用中继器 802 3 802 4及802 5的比较 速率提高时 帧传输时间减少 竞争时间不变 2 效率降低 重负载时 冲突严重 802 4优点发送具有确定性 支持优先级 可处理短帧 使用宽带电缆 支持多信道 重负载时 吞吐量和效率较高 缺点 使用大量的模拟装置 协议复杂 轻负载时 延迟大 很难用光纤实现 802 3 802 4及802 5的比较 802 5优点使用点到点连接 完全数字化 使用线路中心 自动检测和消除电缆故障 支持优先级 允许短帧 但受令牌持有时间限制 不允许任意长的帧 重负载时 吞吐量和效率较高 缺点中央监控 轻负载时 延迟大 802 3 802 4及802 5的比较 ieee802 6标准 分布式队列双总线 网络物理结构两条平行的单向总线连接所有的站点所有站点都和这两个总线连接首端产生稳定的53字节的信元流 由首端到末端 dqdb的访问控制 提供两种访问控制方式排队仲裁qa queuedarbitrated 访问预先仲裁pa pre arbitrated 访问分布式排队访问技术每个时隙都含有一个访问控制域 ac 其中包括一个忙闲标志位和三个请求位 其中每一位代表一个优先级 在ieee802 6标准中定义了三种优先级 每个优先级构成一个队列 这个队列是通过一种计数操作来实现建立的 当某个站有数据要发送时 根据上下游关系很容易确定数据应走哪条总线 称该总线为前向总线 相应的另一条总线被称为反向总线 发送前先要在反向总线上送出一个写有请求位req的分组 分布式排队访问技术 单优先级的分布式排队算法每个接口内设置两个计数器 请求计数器rq和倒计数器cd 反向总线上的请求分组每经过一个站 该站的rq计数器加1 对于一个不打算发送的站 每当一个空时隙在前向总线上经过时 该站的rq计数器减1 某个欲发送数据的站 先在其反向总线上发出req请求分组 然后将自己的rq计数器的值拷贝至自己的cd计数器 然后将rq计数器清零 此后 对于在反向总线上经过的每一个请求分组都会使该rq计数器加1 而正向总线上所经过的每一个空时隙都会使该站的cd计数器减1 这样 cd计数器的值表示该站提出发送申请至今仍没有发送的站点个数 即在该申请队列中 排在前面还未发送的站点个数 而rq计数器的值表示晚于该站提出请求的站点个数 对于一个等待发送的站 只有等到其cd计数器减为零后的下一个空时隙在前向总线上到来时 才能使用它发送 分布式排队访问技术 分布式排队访问技术 分布式排队访问技术 分布式排队访问技术 多优先级的排队算法分别为每个优先级设置一对rq和cd计数器 待发送数据的优先级通过将相应req位置位来标明 如某一优先级没有提出发送请求 该优先级的rq对同级或更高级的req分组都要计数 如某一优先级已提出排队申请 则该优先级的rq只对同优先级的req分组计数 对于经过的较高优先级的req分组 则直接在其cd上进行计数 预先仲裁访问控制 每个pa时隙允许多个站来共享 每个站可以一次写入多个8位位组到pa时隙中去 指派pa时隙及有关操作均由总线头部的结点来完成 通过vci 虚拟信道标识 域来标识各个时隙 总线头部结点保证周期性地提供每一种vci值的pa时隙 各站对pa时隙的访问是从检查时隙的vci值开始的 每个站能访问那些vci时隙是事先定好的 ieee802 2标准 llc ieee802 2标准 llc llc负责处理诸如数据链路层所做的流量控制等问题 并向上提供统一的接口 从而屏蔽了底层 mac和物理层 各种不同的物理网络的实现细节 llc提供3种服务 不确认的无连接服务确认的无连接服务确认的面向连接服务 llc的帧结构 802 2基于hdlc数据链路协议 其帧结构类似hdlc 没有首尾标志 没有校验和字段 将地址字段改为dsap和ssap 以适应局域网站上的用户或进程的寻址 在局域网多点链路中 为了区分多个源点向同一个目的站发送信息 故需源地址 控制字段为1字节时 用于无序号帧 2字节时 用于带有序号的信息帧和监控帧 格式同hdlc的扩展模式 信息字段为8的整数倍 下限为0 上限取决于所用mac的方法 4 4局域网互联和网桥 网络互联的层次方案物理层互联 中继器 转发信号 数据链路层互联 网桥 转发帧 网络层互联 路由器 转发分组 高层互联 网关 转发高层pdu 使用网桥的理由 互联多个局域网为调节载荷 将一个lan分成多个lan延长网络的通信距离增加网络的整体可靠性增加网络通信的安全性 使用网桥的原因 网桥的工作原理 网桥是在llc子层上存储 转发数据帧的设备 网桥所需解决的问题 网桥必须对不同的mac协议进行转换 具体需解决以下问题 不同的帧格式不同的数据速率 802 5速率较低 最大帧的长度 802 3不支持长帧 优先策略 802 3不支持优先级 应答机制 802 5的应答机制只能用于单网 不是所有的问题都可解决的 从802 x到802 y的网桥的问题操作 1 重新格式化帧 并计算新的校验和 2 反转比特顺序 3 复制优先权值 不管有无意义 4 产生一个假想的优先权 5 丢弃优先权 6 耗尽环 7 设置a位和c位 8 担心拥塞 快速lan到慢速lan 9 担心令牌传递ack的延迟或不可能 10 害怕帧对目的lan太长而被丢弃 设定的参数 802 3 1500字节帧10mb s 减去碰撞次数 802 4 8191字节帧10mb s802 5 5000字节帧4mb s ieee的网桥规范 当很多lan互联时 涉及到路径选择问题 ieee设计了两种路径选择算法 实现这两种算法的网桥分别为 透明网桥 transparentbridge 源路由选择网桥 sourceroutingbridge 透明网桥 透明网桥的存在对网络用户是透明的 透明网桥以混杂方式工作 promiscuousmode 接收与之相连的网上传送的全部数据 筛选出需要转发的帧进行转发 转发的依据是网桥内的一张路径选择表 该表记录了网桥已知的所有目的站点所属的输出线路 透明网桥通过逆向学习法 backwardlearning 来获知路经并逐步建立起路径表 即通过检查收到帧的源地址及其输入线路 从而发现目的站点及所属输出线路 对长久 几分钟 未被访问的目的站点的记录自动删除 以适应网络的变化 透明网桥对于未知的目的站点 不在路径表中 采用扩散算法 floodingalgorithm 进行转发 即将该帧在除输入线路外的所有输出线路上发送 4个局域网和2个网桥的配置1 如果源lan和目的lan相同 则丢弃该帧 2 如果源lan和目的lan不同 则转发该帧 3 如果目的lan未知 则进行扩散 并行 parallel 透明网桥的问题 为了提高可靠性 可设置并行的两个或多个网桥 但会在拓扑结构上产生回路 导致阻塞 解决的办法是采用生成树算法 生成树 spanningtree 网桥 通过网桥之间的相互通信 去掉一些会造成回路的冗余链路 构造一棵可覆盖每个lan的生成树去取代实际的拓扑结构 确保任意两个lan之间只有唯一的一条路径 首先每个网桥广播其序列号 唯一 选取序列号最小的网桥作为生成树的根 然后再按根到每个网桥的最短路径来构造生成树 此算法一直工作 自动地检查拓扑结构的变化并更新生成树 源路由选择网桥 每个发送站都知道所发送的帧是送给本地局域网还是别的局域网 如发往不同的局域网 则将目的地址的最高比特置 1 并将帧传递的确切路径放入帧头内 路径实际上是由网桥号和局域网号交替组成的一个序列 其中网桥号为一个4比特的标识号 在它的lan中是唯一的 局域网号是一个12比特的标识号 在所有的网络中是唯一的 网桥只检查地址最高比特为 1 的帧 先从帧头的路径中找到发来该帧的局域网号 然后检查紧跟其后的网桥号是否是自己的网桥号 如不是则将该帧丢弃 如是则将帧发往紧跟在后的那个局域网中 每个站点必须知道到所有其它站点的最佳路径 通过向未知路径的目的站点发送一种叫作查找帧 discoveryframe 的广播帧 被所有网桥接收转发到所有的lan 目的站点收到后发回一个应答帧 应答帧途径的每个网桥都在帧中填入自己的网桥号 发送站从众多的路径中找出一条最佳路径记入路径表中 易造成帧爆发 802网桥的比较 4 5高速局域网 fddi光纤分布数据接口百兆以太网100vg anylan100base tx 100base fx千兆以太网1000base sx 1000base lx 1000base lh1000base cx 1000base t万兆以太网ieee802 3ae 光纤分布式数据接口fddi fiberdistributeddatainterface 特点使用多模光纤作为传输介质mac协议与tokenring类似100m的速率采用4b5b编码方法32种组合中的16种表示数据 3种表示定界符 2种表示控制 3种表示硬件信号 8种保留 最大距离200公里最多1000个站点通常作为连接lan的主干网络 fddi的数据编码 曼彻斯特码只有50 的效率 因为每一比特都要求线路上有2次状态变化 即2baud 如果采用曼彻斯特码 那么100mbps传输速率就要求200mbaud的调制速率 换言之 曼彻斯特码需要发送数据的2倍宽带 ansi设计了一种称为4b 5b的代码 在这种编码技术中 每次对4位数据进行编码 每4位数据编码成5位符号 用光的存在和不存在表示5位符号中每一位是1还是0 这样 对于100 bps的光纤网只需125mbaud的元件就可实现 使效率提高到80 为了得到信号同步 采用二级编码的方法 即先按4b 5b编码 然后再利用一种称为倒相的不归零制nrzi编码 该编码确保无论4比特符号为何种组合 包括全 0 其对应的5比特编码中至少有2位 1 从而保证在光纤中传输的信号至少发生两次跳变 以利于接收端的时钟提取 5比特编码的32种组合中 实际只使用了24种 其中的16种用做数据符合 其余8种用做控制符号 如帧的起始和结束符号等 时钟偏移问题 在一般的环形网中 采用只有一个主时钟的集中式时钟方案 在绕环运行时 时钟信号会偏移 为了消除这种时钟偏移现象 采用一种弹性缓冲器来消除这种偏移 但即使采用了这种措施 由于偏移积累的缘故 也限制了环网的规模 这种集中式时钟方案 对100mbps高速率的光纤网来说是不适用的 fddi标准规定使用分布式时钟方案 即在每个站点都配有独立的时钟和弹性缓冲器 进入站点缓冲器数据时钟是按照输入信号的时钟确定的 而从缓冲器输出的信号时钟则根据站点的时钟确定 这种方案使环路中中继器的数目不受时钟偏移因素的限制 fddi的双环操作 fddi定义了两类站 a类站连接双环 b类站连接单环 为提高信道利用率 站点发完数据后立即产生新令牌 环上可能同时存在多个帧