Chapter-14计算机网络课件

Chapter14

LANSystems

14.1Ethernet(CSMA/CD)

14.2TokenRingandFDDI

14.3ATMLANs

14.4FibreChannel

14.5WirelessLANs

14.1Ethernet(CSAM/CD)

♦CarriersSenseMultipleAccesswithCollision

Detection

♦Characteristic

•RandomAccess(Stationsaccessmediumnotscheduled

orreserved)

•Contention(Stationscontendfortimeonmedium)

♦HistoricalEvolution:

ALOHA;Xerox-Ethernet;DIX-Ethernet;

IEEE802.3

Chapter141

1970's初，夏威夷大学研制无线局域网ALOHA。

1975年，Xerox公司研制基带总线局域网，命名为“EtherNet”(粗同

轴电缆，2.94Mb/s)o

1980年，Xerox>Intel>DEC合作提出标准，命名为uDIXEtherNet

(10Mb/s)o

1982年，修订后颁布为IEEE802.3标准，1985年正式命名为“IEEE

802.3CSMA/CD”。

发布时间名称标准介质

82年10BASE5(DIX)802.3粗缆

85年10BASE2802.3a细缆

90年10BAStl802.3i双绞线

93年10BASEF802.3j光纤

95年100BASEX(T4,TX,FX)802.3u双绞线，光纤

97年全双工以太网802.3x双绞线，光纤

98年1000BASEX802.3z光纤，屏蔽双绞线

99年1000BASET802.3ab双绞线

Chapter142

ALOHA(AdditiveLinkOn-lineHawaii)

泊松过程

若存在大量信源，各信源随机发送报文，且每个信源

的发送量较小，则在“一定时间中发出的总报文数”（随

机变量）服从泊松分布。

定义：若在时间间隔t内，到达了k个报文的概率为

P[t秒内到达k个报文]=（址"•it

k!

其中X为报文的平均到达率。称该到达过程为泊松过程。

Chapter143

(入t)k•e一九t

P［t秒内到达k个报文］=-----------

k!

推导“前一个报文到达后，再一个报文在之后t〜t+zu内到达”的概率:

设P［t内无报文到达,在t〜t+z\t内有一个报文到达］=a(t),z\t

前一报文到达后一报文到达

-----1----------------------J----->

t

I------------------t-t+At-----------------4

有a(t)•山=P［t内无报文到达］•P［在t〜t+Z\t内有一个报文到达］

=e-Xt-(X-At)e-^At

即a(t)=Qe-Q(At0)

称a(t)为“报文到达间隔t的概率密度函数”。(t为随机变量)

Chapter144

ALOHA技术(AdditiveLinkOn-lineHAwaii)

美国夏威夷大学的无线局域网ALOHA系统采用分布式随机发送的介质访问

控制方法。

若广播式信道上各节点的数据发送具有明显的突发性和间歇性，即具有高的

“峰值流量/平均流量”的比值，则可由各节点随机占用公共信道。

(1)非时•隙ALOHA

N个站随机将帧发送到公共信道上。设帧长均为T。

Chapter145

帧发送成功的条件：该帧同前帧和后帧到达时刻的间隔均大于T。。

ALOHA系统的吞吐量：

定义：吞吐量S——To时间内成功发送的平均帧数。

网络负载G——T。时间内发送到网络（公共信道）上的平均帧数。

（G=QT0,G包括发送成功以及发生冲突而重发的帧。）

在稳定状态下，S=G•P［发送成功］

而P［发送成功］=P［连续两个“到达间隔

=（P［“到达间隔t”>T0］）2

设帧的到达符合泊松过程，则“到达间隔t”的概率密度为a（t）=X・e-〃

OO

00°f

P［“到达间隔二\a(tydt=\2.e冲（一.刈

r1oiTo

("00GG

•。冲(­-t)-dt=eq(-G)

Chapter146

有P［发送成功］=e-2G,

即S=Ge-2G

注：S的极大值点为Smax=。184,

(G=0.5),G>0.5为不稳定区域，

一般取Sv10%

(2)时隙ALOHA

将时间分成等长的“时隙”T0；各站作全网同步；各站产生的帧在下一个时

隙开始时刻发送到公共信道上；重发帧延迟T。的随机倍数后也在时隙开始时

刻发送。

Chapter147

时隙ALOHA系统的吞吐量S：

公共信道-

P［本帧发送成功］

=P［本帧同前帧的“到达间隔”>To-Tx］-P［本帧同后帧的“到达间隔”>Tx

/•COpoo

=町H矶。M=的(-G)(a(t)=Qe-九IC=G/T0)

则S=G-e-G

注：Smax=0368,

稳定工作区GV1.0

ALOHA(AdditiveLinkOn-lineHawaii)

♦Packetradionetwork(sharemediumnetwork)

♦Transmittingstation

•Whenstationhasframe,itsends

•Thestationlistensformaxround-triptimetowaitACK

•IfACK,OK;Ifnot,retransmit

•IfnoACKafterrepeatedtransmissionseveraltimes,givesup

♦Receivingstation

•Ifframenoerrorandaddressmatchesreceivingstation,send

ACK

•Ifframedamagedbynoiseorbysignalfromanotherstation's

transmissionatthesametime(collision),discard

♦Maxutilization18.4%

Chapter149

SlottedALOHA

♦Timeintervalinuniformslotsequaltoframe

transmissiontimepluspropagationtime

♦Needcentralclock(orothersyncmechanism)

♦Transmissionbeginsatslotboundary

♦Frameseithermissoroverlaptotally

♦Maxutilization36.8%

Chapter1410

CSMA

♦IfcaseinLAN:propagationtimeismuchlessthan

transmissiontime(tp<<tf),

soallstationscansenseatransmissionafterbegin

transmittingalmostimmediatelyandhencereduce

collisions

♦Whenwishtosend,firstlistenformedium(carriersense)

♦Ifmediumidle,transmit(immediatelyoratprobability)

♦WaitsometimeforACK;IfnoACK,thenretransmit

♦Ifmediumbusy,listen(persistentorafterawhile)

♦Iftwostationsfindmediumidleatthesametimeand

sendsimultaneously,collisionoccurs

♦Maxutilizationdependsonpropagationtime(medium

length)andframelength(tp,tf)

Chapter1411

CSMA的几种策略：

各站在发送前监测广播信道是否已被占用，

r继续监测信道（策略1）

若忙1

〔等待一段随机时间后再监测（策略2）

「立即发送帧（策略3）

若闲

〔由随机数决定立即或延迟发送帧（策略4）

策略组合的类别：

非坚持CSMA,1-坚持CSMA,p-坚持CSMA

Chapter1412

非坚持CSMAp-坚持CSMA

Chapter1413

非坚持CSMA：监测到信道空闲，立即发送；信道忙，停随机时间后再

监测。

1-坚持CSMA：监测到信道空闲，立即发送；信道忙，坚持监测。

p-坚持CSMA：监测到信道空闲，以概率p发送；信道忙，坚持监测。

由于存在传播时延，CSMA不能消除冲突。

A在t1时刻发送帧，在t3=g+

T到达B；

B在t2时刻有帧要发送，此时刻

监测到信道空闲，发送；发生冲

突。

原因：存在传播时延工。一站发

送帧占用了信道，最远站要在T

之后才能监测到信道不空闲。

Chapter1414

CSMA/CD

(CarrierSenseMultipleAccess/CollisionDetection)

♦LowefficiencyofCSMA:

Collisionoccupiesmediumfordurationofan

entireframetransmission

♦CSMA/CD:

•Stationschecksignalduringtransmitting

•Ifcollisiondetected,thensendabriefjammingsignal

•Afterjamming,waitrandomtimethensenddataagain

Chapter1415

CSMA仅在发送前监听。发送后即使出现冲突，也将一帧

发完。在有冲突发生情况下，信道被无效占用T0+2to

CSMA/CD在原CSMA基础上，发送过程中检测是否出现冲突。一旦

发现有冲突发生，立即停止发送帧，改发短的“强化干扰信号”（加

强其它站的冲突检测效果）。

Chapter1416

冲突判别方式：

•检测接收信号的幅度（多路信号迭加结果使信号幅度超过正常值）。

•检测脉冲的过零点位置（多路信号迭加的结果造成过零位置偏移）。

•发送的同时进行接收，比较比特序列。

•Hub检测到多个输入端口有输入信号，则向所有输出端口发“冲突信号

CSMA/CD流程：.

Jk---------------

Y卜（重发）

载波监听随机延迟

同发送帧

时<

进停止帧发送干

有冲突?Y

行---►发送扰信号

等待2T

17

BcO

TIMEI

A'sIninsnii^sioiip^7

C'stmnsniission

Signxilonbus文

TIMEJ

A*stmiiMnisMon号

C*stransmission

Signalonbus区//////〃////////入0

'I

Chapter1418

TIME

■II

AsIransmission市;"〃//////////力〃////入

Cstransmissionj

Signalonbus

T

TIME%

Astransmission////////////////////////////力////\

C\sImnsniission|^\\\^\^\

SignalonbusV/////////////〃///////////I

Chapter1419

碰撞窗口T

A站发送一帧至B站。传播时延为ToB站

在T时刻前一瞬间监测到信道空闲，发送帧

,发生冲突。

A站在近于2T时刻检测到有冲突发生，停

止发送帧，改发强化干扰信号。2工是自A

站发送开始后，若有冲突发生，该冲突传至

A站的最晚（最长）时间。

则有，碰撞窗口T=2T

（工包括物理传播时延和物理层处理时延）

碰撞窗口丁是CSMA/CD中的重要参数。其意义和作用为：

•确定了会出现冲突的最长时间段（之后不会发生冲突）；

•限定了帧的最小长度Lmin=2「R（bit）（R为比特率）；

•作为随机时延重发的时间单位；（见“二进制指数退避算法”）

Chapter1420

随机迟延时间的确定——“截断二进制指数退避算法”

(TruncatedBinaryExponentialBackoffAlgorithm)

•取k=min｛重发次数，10｝；

•从｛0,1,2,3,..…,2k-l｝中随机取一数，作为r；

•随机迟延时间t=(2t)•r；

•当重发次数达到16次时，停止继续重发。

Chapter1421

EEE802.3FrameFormat

46to15(M)octets

<--------------------------------------------------------A

7octets004

SPFCS|

PreambleFDASALengthLLCDataa

0d

SII)-StartofIranicilclinutur

DA二Desiinalinnaddiuss

SA=Sourcem1山臼、

K'S=Irainecheck>cqucnir

802.3标准规定：

T=51.2pis(在10Mb/s速率下)

Lmin=51.2psx10Mb/s=512bit=64字节

帧中DMAC(6),SMAC(6),长度(2),FCS(4)共计18字节,

则数据字段最短为64-18=46字节。

Chapter1422

inpjGHIIEEEX037IO-1/IP^bgqc叫「立GL/icqiniu/|CCLU?I(I>CH>

KIBASE510BASE210BASE-TIUBASE.FP

Iransnii^MCHiCoaxialCubic(51)CoaxialCable(50UnshiclikdtwistedS5Onmuptivulfiber

mediumohm)ohm)pairpair

SignalingIvvhiiiiiurHHSehaOdBasebandHa^baiulMaiwhvs(cr/On-<»fr

iM.iiichuslei'F(MuikhcMvri1MaiichiMei»

lupuh^yBusBusSurStar

Maximunisegmem5(X)185100500

length(m)

NIKICSsegrncm100川—33

Cableiliamcici105(),4in1)6615/125pm

limn)

Chapter1423

Networkinterfacecard

Attachmentunitinterface

(NIC)

(AUI)

(insidethestation)

Transceivercable

Maximum50meters

Thickcoaxialcable

Maximum500meters

D

Mediumattachmentunit

(MAU)Cableterminator

Transceiver

DB-15connector

Chapter1424

Chapter1425

Chapter1426

IEEE802.3(100-Mbps)

25MBd(eachlink)

Category5HTP

KMHIASE-TXMMIIUSE-FXIOOBASE-T4

Inin5niissH»n2pair.SIP2pair,Cak^ory2optica!Iik*rs4pulr.C'ategnn

medium5trip',4.(ir5UIP

SignalingMl.1-3Ml1-34B5B.NRZIKH6I.NRZ

lechniquc

DaiurateHHiMbpxKN)MbpsUNIMhp<

Maxinuim100ni10()ni100in100m

segmentlength

Networkspan2(KIm2()11ni4(1()m200nl

Chapter1427

•快速以太网的自动协商与10M/100M自适应功能

1)自动协商

在UTP介质环境中，RJ-45端口上优先级工作模式

可能出现多种工作模式。新一代产1100BASET2全双工

品中引入了端口间自动协商功能。'高

21OOBASETX全双工

IEEE802.3u的自动协商规程：3100BASET2

4100BASET4

设备启动时，发送33比特的NRZI

码，前17比特为同步信号，后1651OOBASETX

比特含协商信息。双方根据协商“低61OBASET全双工

信息配置成双方共同具有的最高71OBASET

优先级工作模式。

2)10M/100M自适应

对有端口速率自适应功能的Hub和网卡，启动时网卡同Hub端口进行自

动协商，以双方共同允许的最高速率运行。对无自适应功能的网卡，

Hub端口通过检测网卡的“正常链路脉冲NLP”得知是旧式网卡(10Mb/s)

，端口间以10Mb/s运行o

Chapter1428

•快速以太网与10BASET/F的比较

10BASET/F100BASETX/FX

IEEE标准802.3i/j802.3u

拓扑结构星形星形

传输速率10Mb/s100Mb/s

介质3类,5类UTP,多模光纤5类UTP/STP,多模/单模光纤

最长网段UTPlOOm,光纤2kmUTP/STP100m,多模/单模光纤

2km/40km

编码曼彻斯特码MLT-3码,4B/5BNRZI码

帧结构符合802.3标准符合802.3标准

CSMA/CD1-坚持1-坚持

碰撞窗口51.2|is5.121is

冲突域跨度UTP500m（4个中继器）UTP/STP205m,多模光纤

228mo（2个中继器）

交换技术支持支持

全双工技术支持支持

Chapter1429

千兆以太网技术（96年3月，IEEE802.3z）

1Gb/s以太网体系结构和功能模块

半双工/全双工半双工

1000Base-LXlOOOBase-SXlOOOBase-CXlOOOBase-T

Chapter1430

GigabitEthernetConfiguration

Chapter1431

•1Gb/s以太网的帧扩展措施（对半双工）

在10Mb/s以太网中，规定最小帧长512比特，碰撞窗口51.2口。

在100Mb/s以太网中，最小帧长仍为512比特，则碰撞窗口为5.12弊。

若在1Gb/s以太网中仍取同样的最小帧长，则碰撞窗口将为0.512|is,使半

双工模式下的网络跨距小到不现实的程度。采用“帧扩展”措施：

若有效帧长于4096比特（512字节），则不加扩展位；否则，加扩展位使帧

长达到4096比特。从而扩大了碰撞窗口（40.96ns）,增大了网络跨距。

•1Gb/s以太网的帧突发技术（对半双工）

在大量短帧传输的情况下，由帧扩展会造成系统带宽的浪费。采用“帧突

发”技术：

当一个站点有多个短帧要发送时，先发送第一个带扩展位的帧。若未发现

冲突，随后连续发送不带扩展位的短帧，帧之间用“禁用码”填充（占用信道

）o要求连续发送的所有短帧和填充位的总长度小于1500字节。

短帧|扩展位帧间填充位

I短帧N目IMl/II

-----------------------------<1500字节----------------------------

Chapter1432

GigabitEthernet-Physical

♦1000Base-SX

•Shortwavelength,multimodefiber

♦1000Base-LX

•Longwavelength,Multiorsinglemodefiber

♦lOOOBase-CX

•Copperjumpers<25m,shieldedtwistedpair

♦1000Base-T

•4pairs,cat5UTP

♦Signaling-8B/10B

Chapter1433

14.2TokenRing(802.5)andFDDI

1.TokenRing(802.5)MAC

♦MACprotocol

•Useatoken(smallframe)

•Stationwhichwishtosenddatamustwaitfortoken

•Framemakesroundandisabsorbedbytransmitting

station

•Stationinsertsnewtokenwhenboth:(singleframe)

•Traileroftheframehasbeentransmittedout

•leadingedgeoftheframehasreturned(Exception:ETR,

seelater)

Chapter1434

BB

Token

35

TokenRingMACFrame

Ortct*

SD=、lxru“ZUirwuDA=<k：MUuUtmctiding:JcluiMior

八<'=3CE。c\minilSA=OMHIX；MktfVS3frameMAIUX

FCn1nm)ecumrwlICS±(mmccheckfrequence

(*cntrtdITMmeI*unn4it

lblT«4iviiImmr卜“rmiatLK=lUMidiiiubiBN=rtnw-ilckxicUhd

I»imemivdiuceframeNt

<v>EmlinuIRUfnitvrField

PPP=hibM=btt

T=k)AcentHiRRR=tVMirvuijimhU>

<c>Aceves('<»nlrn|l*iddA=Addrznx-ogni/edh<irr*reined

<,=Frumen>pcdhit

lc>I'runivSt&i(URi;ivkl

IT=traine-iy|k?hnxZZZZZ7=<：iMun>lhtis

idiFrame<,*ontn>ll;kld

5iayiDiif

优先级操作

•一个站点有数据要发送时，需获得令牌。只有本

M优先级不低于令牌的优先级才可截获令牌。截获

后，发送的数据帧中的p=所获令牌的P,数据帧

中的R=0。

•一个站点有数据要发送，若到来令牌的优先级高

于本站M的优先级，不能截获令牌；但若本站M的

优先级高于该令牌的预约级，则对令牌进行预约

操作：将本站巾真的Pf到来令牌的R。

•对到来的数据帧同理。

Chapter1437

p<

X

4.0generatestoken]i

alhigherpriorilyl/

level

SxQ

>^Vt

5.Aseesthehigh|

priorilytokenand]

capturesit.

36.Agenerntestoken

alIhvprr-cinptrd\

/lowerpriorihlevel.1

C71

Chapter1438

♦当源站回收完返回的数据帧，生成新令牌时，

若该回收数据帧的R＞该数据帧的P（表明有更高优先级的站作了预约），则

1）回收帧的R-＞新令牌的P,0f新令牌的R（令牌的P被升高）

2）回收帧的P和R（即原令牌的P和新令牌的P）推入本站堆栈，

本站成为该（提高的）优先级P的“堆栈站点”。

否则（即该回收的数据帧的R＜=该数据帧的P）,

1）若本站不是该帧P的堆栈站点（帧中的P＜＞堆栈中的R）,则

回收帧的P-＞新令牌的P,回收帧的Rt新令牌的R。

2）若本站是该帧P的堆栈站点，（帧中的「=堆栈中的R）,则

a）Max（回收帧的R,堆栈中的P）-＞新令牌的P。

b）回收帧的Rf新令牌的R。

c）若回收帧的R＞堆栈中的P,贝I」

回收帧的R（即新令牌的P）覆盖本站堆栈的R；

否则，弹出堆栈中的P和R（新令牌已恢复回原有的低优先级）。

d）若本站堆栈为空，则撤消该站为“堆栈站点”。

Chapter1439

♦一个堆栈站点收到令牌帧时，

若本站是该帧P的堆栈站点，（帧中的P=堆栈中的R）,则

1）Max（令牌帧的R,堆栈中的P）f新令牌的P。

2）所收令牌帧的RT新令牌的Ro

3）若所收令牌帧的R＞堆栈中的P,贝I」

令牌帧的R（即新令牌的P）覆盖本站堆栈的R；

否则，弹出堆栈中的P和R（新令牌已恢复回原有的低优先级）。

4）若本站堆栈为空，则撤消该站为“堆栈站点”。

5）若无数据要发送，则发送上述新令牌；

否则，对该新令牌进行“截获”或“预约”（规则如前述）。

Chapter1440

Chapter1441

1（是该帧的堆栈站点）

Chapter1442

2（令牌帧到达）

Chapter1443

II［示例］每站同时有一帧要发［|八|八'

1C0n20C02

~送。C站首先获得令牌，发送1。02

252数据。初始令牌P=O,R=O。252

3

A：4

5

6

7

1

2

B：3

4

5

6

7

环维护

在环上设置一个“监控站”。使用6种控制帧进行环维护。

•将经过监控站的数据帧中的M比特置1o当该帧的源站出

故障未能回收此帧时，监控站将M=1的帧（第二次到达监控

站）清除。

•设置定时器检测令牌丢失。若定时器超时还未收到令牌，

则重发新令牌。

•检测差错帧。对无效格式帧，将其删除，重发令牌帧。

•插入时延，使环路长于令牌长度（24比特）。

6种控制帧：

■启动时，各站发送“申请成为活动监控站”帧。各站仅转

发比本站地址大的站发来的此类帧。只有具有最高地址的站

能收到自己发出的此类帧从而成为监控站。

Chapter1445

•监控站定期发送“活动监控站存在”帧。若监控站出故障

,无此类帧出现，其它站超时后发送“申请成为活动监控站”

帧。

■各站（非监控站）定期发送“备用监控站存在”帧，使各

站得知其它站地址。

•新站点入环时，发送“地址检测”帧，以保证新站地址在

环上的唯一性。

•监控站在发送新令牌之前，先发送一个“清除”帧，随后

监控站删除直至“清除”帧返回时所有的到来帧，之后再发送

令牌，以保证发送新令牌前环路为空。

•环路出现断流时（监控站故障，环路耦合器故障，介质断

点），由发现超时的站点发送“信标”帧。若“信标”帧未返

回，表明有故障点。各站点收到上游发来的信标帧后，不再发

自己的信标帧而只转发收到的信标帧。最终，信道上唯一的信

标帧是故障点最近的下游站愈狮左，可判断故障位置。46

EarlyTokenRelease(ETR,anoptionin802.5)

♦Releaseatokenoncefinishingframetransmitting

♦Increasingutilityofcapacitiesofaring

♦Priorityandreservationmechanismchanged

DedicatedTokenRing(DTR,1997update802.5)

♦CentralHub

♦Actsasswitch

♦Full-duplexpoint-to-10Mbps

pointlinkI

♦HubactsasframelevelA□op

repeater

♦Notokenpassing

Chapter1447

802.5PhysicalLayer

DataRate416100

(Mbps)

MediumUTP,STf>FiberUTI>STI>FiberUTf>STP;Fiber

SignalingD-ManchesterD-IVIanchesterMLT-3;4B/5B

MaxFrame45501820018200

(Byte)

AccessTPorDTRTPorDTRDTR

Control

Chapter1448

2.FDDIMediumAccessControl

♦100Mbps;TokenRing;LAN,MAN

FDDIMACFrameFormat

16

Bits64K8l6or4K16or48=。324I

Preamble|SD|FCDASAInfo|FCS|EDFS

(M)GcncnilFniini*Format

64888

PreambleSDKCED

(b)TokenFninu*Fornnit

SI)=Murirngdclimiiei'SA=S<H】rvc(iddrvssII)=endingildiinikt

K=framecontrolICS=traniechecksequenceIS=traniestauis

l>A=dcs{inu(it«iadiln^s

Chapter1449

FDDI的MAC帧格式

数据/控制帧：

尾定界.

前导码首定界符帧控制DMACSMAC数据FCS帧状态

令牌帧:

.

前导码首定界符帧控制尾定界符（M控缶ij：1x000000）

•前导码——源站发16个“非数据符号”1（80比特全1）,后继站可增减以同步

■首定界符——“非数据符号”JK（10比特）

•帧控制——CLFFZZZZ（8比特）。其中，C：同步/异步帧；L：16/48比特地址

FF：LLC帧/MAC控缶I］帧，ZZZZ：MAC控制帧的子类型。

・数据——LLC帧或控制信息

•FCS——32比特的CRC检验码

•尾定界符——对令牌帧，2个“非数据符号”T；对其它帧，一个T

•帧状态——3个“非数据符号”R/S,1个T。（分别标识：差错，地址，复制，定界

）Chapter1450

FDDI的数据编码（4B/5BNRZI码：频带窄；差分型；同步信息）

4B5B符号意义4B5B符号意义

0000111100110111011D

0001010011111011100E

0010101002mi11101F

0011101013

010001010400000Q线路静止

010101011511111I线路空闲

0110onio600100H线路暂停

011101111711000J帧首定界

100010010810001K帧尾定界

100110011901101T终止

101010110A00111R逻辑假

101110111B11001S逻辑真

110011010C（其余为无效码字）

Chapter1451

FDDIMACProtocol

/2.Aseizestoken.\

I.Aawaitstoken(beginstninsmittingl

*fruinrFliiddrrssvdr