数据与计算机通信(第九版)(第16章 以太网)

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1、第 16 章 以太网 1 第 16 章 以太网 近年来，局域网（ LAN)在技术、设计以及商业应用等各方面发展迅速。在这个发展的过程中有一个重要的特征，就是为了构建高速局域网而引入各种新的策略。为了紧跟商用局域网不断变化的要求，一些高速局域网的设计方案已经有了商业产品。其中最重要的有： 快速以太网和千兆位以太网 将 10Mbps的 CSMA/CD(带冲突检测的载波监听多点接入方法）升级为高速网络是合理的策略，因为这样做可以保留对现有系统的投资。 光纤通道 该标准提供了一种花费低且易于升级的方式，可以在局部区域内获得非常高的数据率。 高速无线 局域网 最近，无线局域网技术终于浮出水面，并出现多种

2、髙速标准和产品。 表 16.1 列举了这些方式的一些特点。本章其余部分较详细地讨论了以太网。第 17 章将介绍无线局域网。附录 M 介绍光纤通道。 16.1 传统以太网 目前使用最广的高速局域网是由 IEEE 802.3 标准委员会开发的基于以太网的局域网。与其他局域网标准一样，它也有媒体接入控制层和物理层。我们将在后面逐一介绍。 16.1.1 IEEE802.3 媒体接入控制 带冲突检测的载波监听多点接入（ CSMA/CD)是从一些早期技术发展而来的，如果我们来了解一下这些早期技术，将有助于对 CSMA/CD 操作的理解。 前身 CSMA/CD 及其雏形可以被认为是随机接入或争用技术。之所以

3、称为随机接入，是因为任意站点的传输时间都无法预测或调度，也就是说站点的传输 次序是随机的。因为站点之间竞争接入媒体的时间，所以说它们是争用的。 第 16 章 以太网 2 这些技术中最早的是 ALOHA， 它是为分组无线网络研制的。不过它也能应用于任何共享 的传输媒体。 ALOHA，或有时称为纯 ALOHA 技术，指明站点可以在任何时间传输帧。然后它进行一段时间的监听，时间的长度取网络上最大可能来回传播时延（是在两个距离最远的站点之间传输一个帧的时间的两倍 ） 再加上一个很小的固定时间増量。如果监听期间该站点收到确认，则传输成功。否则，它将重新传输该 帧 。如果该站点在重复传输之后仍然没有收到确

4、认，它将放弃。接收方通过检测帧检测 序列字段（就像在 HDLC 中一样）来决断到达 帧 的正确性。如果该 帧 有效且帧首部的目的地址与接收站点地址匹配，则接收站点立即传输一个确认信息。到达帧可能会因为信道上的噪声或因为有其他站点在同一时传输而失效。在后一种情况下，两个帧可能在接收方相互干扰以至于两个都不能通过，这就称为冲突。如果确定一个收到的帧无效，接收方忽略该帧即可。 ALOHA 简单得不能再简单了，但这也带来了其他问题。因为冲突的数量随着负载的增加而迅速增长，信道的最大利用率只有大约 18%。 为了提高效率，开发出了称为时隙 ALOHA 的 ALOHA 改进版。 在此机制下，信道上的时间被

5、组织成统一的时隙，时隙的长度等于帧的传输时间。这就需要一些中央时钟或其他技术对所有站点进行同步。所有的传输只允许在时隙的边界处开始。因此，重叠的 帧 必然是完全重叠。这就把系统的最大利用率提高到大约 37%。 ALOHA和时隙 ALOHA的利用率都非常低。两者都无法利用分组无线网和局域网共有的一个重要性质，即帧在站点之间的传播时延远远小于帧的传输时间。考虑这种情况：如果站点之间的传播时间大于帧的传输时间，那么在某个站点发完一帧后，要经过很长时间其他站才会知道。而在这段时间里，其他站点也有可 能传输帧，那么这两个帧可能发生冲突而谁也无法到达。事实上，如果距离足够远的话，可能会有越来越多的站点开始

6、传输 ， 一个接着一个，但谁的帧都无法到达。但是，假设传播时间远小于帧传输时间。在这种情况下，当一个站点传输时，其他的站点立即知道了。所以，如果能检测到的话，它们会等到第一个站点发完后再发。这样，冲突将很少发生，因为只有当两个站点几乎同时传输时才可能产生冲突。也可以从另一个角度来看这个问题一个小的传播时延能提供更好的网络状态的反馈 信 息，而这个信息可用于提高效率。 上述事实带来了载波监听多点接入（ CSMA)技术 的开发。在 CSMA 中，想要传输的站点首先监听信道，判断是否有其他站点正在传输（载波监听 )。如果信道正被使用，该站点必须等待；如果信道空闲，该站点可以传输。也可能两个或多个站点

7、同时要传输，此时必将第 16 章 以太网 3 产生冲突，冲突各方的数据将相互混淆而无法被正确接收。为解决这个问题，站点在传输后将在一段长度合理的时间内等待确认，要考虑到最大往返传播时延以及对方在响应时也必须争用信道等因素。如果没有收到确认，就假定发生冲突并且重传。 我们可以看到在 帧 平均传输时间远大于传播时间的网络中，这个策略是很有效的。只当一个以上的用户在很短时 间内（传播时延内 ） 同时开始传输的情况下，才可能发生冲突。若某站点开始传输，并且在被传输 帧 前端传播到最远站的时间内没有发生冲突，则该帧就不会有冲突，因为所有其他站点现在都知道它在传输了。 CSMA 可达到的最大利用率远远超过

8、了 ALOHA 和时隙 ALOHA。最大利用率取决于 帧的长度和传播时延。帧越长或传播时延越短，利用率就越高。 使用 CSMA 时需要一个算法，指定如果站点发现信道忙时该怎么办。在图 16.1 中描述了三种方法。其中一种称为非持续 CSMA。要传输的站点监听传输媒体并遵循以下原则。 1.如果媒体空闲，传输；否 则，转到步骤 2。 2.如果媒体忙，等待一段时间，再转到第 1 步。其中等待的时间长度是从一个概率分布(重传时延）中抽取的。 使用随机长度的时延可以减少冲突的概率。要了解这一点，先假设有两个站点大约在 同一时刻准备好要传输，与此同时，信道上还有一个正在进行中的传输。如果这两个站点在重试之

9、前延迟相同的时间量，那么它们将会在同一时间再次尝试传输。使用非持续 CSMA 带来的一个问题是容量上的浪费。因为通常在一个传输结束后，信道就会保持空闲，即使还有一个或多个站点正在等待传输。 要避免信道空闲时间，可以用 1 持续协议 。要传输的站点监听传输媒体并遵循以下 原则。 第 16 章 以太网 4 1.如果媒体空闲，传输；否则，转到步骤 2。 2.如果媒体忙，持续监听，直至发现信道空闲，然后立刻传输。 如果说非持续 CSMA 是谦让的，那么使用 1 持续 CSMA 的站 点就是自私的。如果有两个或更多站点正在等待传输，那一定会发生冲突。只有在冲突之后才能解决问题。 有一种折中的方法叫 p

10、持续 CSMA，一方面，它就像非持续 CSMA,试图减少冲突，另一方面，它又像 1 持续 CSMA,试图减少空闲时间。其原则如下。 1.如果媒体空闲，传输的概率为 p； 延迟一个时间单位的概率为 （ 1-p） 。其中的时间单位通常等于最大传播时延。 2.如果媒体忙，持续监听，直至发现信道空闲，再转到第 1步。 3.如果已经延迟过了一个时间 单位， 则 转 到第 1步。 这会带来另一个问题， p 的有效值是什么？这里主要想避免的问 题是重负载下的不稳定性。假设这样一种情况，当信道正在传输时有 n 个站点需要传输帧。当传输完成时，预计将尝试传输的站点的数量等于准备好传输的站点数量乘以传输概率，即

11、np。如果 np 大于 1，那么平均来说，有多个站点试图传输，显然将会出现冲突。麻烦的是，当这些站点意识到自己的传输遭遇到冲突后，将回头重来，结果肯定是更多的冲突。更糟糕的是这些重试会与来自其他站点的新的传输相竞争，进一步加大冲突的概率。最后，所有站点都在试图传输，导致连续不断的冲突，而吞吐量则降至 0。要避免这种灾难性的结局，对于预期的峰值 n， np必须小于 1。因此，如果据预测会经常出现重负载，那 p 必须取很小的值。但是，如果 p 取得太小，站点必须等待更长的时间才能尝试传输。当负载较低时，会导致很长的时延。例如，如果只有一个站点需要传输，预计它重复第 1 步的次数是 1/p 次（见习

12、 题 16.2)。因此，如果 p=0.1,在低负载时，一个站点将平均等待 9 次后才能在一条空闲的线路上进行传输。 CSMA/CD 的描述 尽管 CSMA 的效率远远大于 ALOHA 或时隙 ALOHA，但它依然存在一个显著低效情况：当两个帧发生冲突时，在两个被破坏帧的传输持续时间内，信道仍无法使用。这样，如果帧的 长度相对于传播时间来说很长，那么容量的浪费也是可观的。如果站点在传输时还继续监听信道，就能减少这个浪费。这就带来了下面的 CSMA/CD 原则。 1. 如果媒体空闲，传输；否则，转到步骤 2。 2. 如果媒体忙，持续监听，直至发现信道空闲，然后立刻传输。 3. 如果在传输过程中检测

13、到冲突，传输一个简单的干扰信号以保证所有站点都知道发第 16 章 以太网 5 生冲突并停止传输。 4. 发完干扰信号后，随机等待一段时间，称之为退避，然后尝试再次传输（从第 1步开始重复 )。 图 16.2 所示为该技术运用于基带总线上。图的上半部分所示为一个总线局域网布局。在 t0时刻，站点 A 开始向 D 传输一个分组。在 t1时刻， B 和 C 都准备好了传输。 B 检测到信道忙，推迟传输。但是 C 还不知道 A 正在传输（因为 A 传输的前沿尚未抵达 C),于是开始传输。当 A 传输的分组在 t2时刻到达 C 时 ， C 检测到冲突并停止传输。冲突的影响回传到 A,使 A 在稍后的 t

14、3时刻检测到冲突，并且 A 立刻停止传输。 在 CSMA/CD 中，信道浪费的时间减少到检测冲突所需要的时间。问题是：这究竟需要多长时间？让我们首先考虑在基带总线上的两个距离最远的站。例如图 16.2 中，假设站 A最先开始传输，且在到达 D 之前， D 准备传输。因为 D 还不知道 A 正在传输 ，所以 D 开始传输，冲突几乎立即发生，同时 D 也知道了。但是，在 A 知道发生冲突之前，冲突必须一路返回传播到 A。根据这个推理过程，我们得到的结论是，检测冲突所需要的时间不超过端到端传播时延的两倍。 大多数 CSMA/CD，包括 IEEE 标准，都遵循一个重要原则，那就是帧必须足够长，能在传输

15、结束之前检测到冲突。如果帧的长度太短，就检测不到冲突的发生，这样 CSMA/CD的性能就与效率较低的 CSMA 一 样了。 对于 CSMA/CD 局域网来说，有一个问题就是采取什么样的持续算法。你可能很惊讶地发现，在 IEEE 802.3 标准中采 用的是 1 持续 CSMA。 回想一下，非持续算法和 p 持续算法都有一些性能问题。在使用非持续算法的情况下，通常在一个传输结束后，信道就会保持空闲，不管是否还有一个或多个站点正在等待传输，因而浪费了容量。在使用 p 持续算法的情况下， p 的值必须设置得很小以避免不稳定性，而这样会导致在负载较轻的情况下，有时会出现极度恶劣的时延状况。 1 持续算

16、法，从本质上看，也就是 p=1，看起来好像比 p 持续算法更加不稳定，因为所有站点都是贪心的。那么是什么让 1 持续算法反败为胜呢？原因在于冲突的时间并不太长（如果帧的长度相对于传播时延很长的话） ，并且因为使用了随机的退避机制，使得两个已经冲突的站点在下一次尝试传输时不太可能再发生冲突。为了保证退避机制能够维护稳定性， IEEE 802.3 和以太网都使用了一种称为二进制指数退避的技术。当站点连续多次遇到冲突时，它仍然不断地试图进行重发。在前 10 次重传过程中，每次重传的随机时延平均值会加倍。然后再做 6 次尝试，此时的平均时延值保持不变。在 16 次不成功第 16 章 以太网 6 的尝试后，站点放弃传输并报告有差错发生。这样，在拥塞程度不断严重的情况下，逐渐增大退避量就可以减小冲突发生的概率。 带有二进制指数退避机制的 1 持续算法表现出色的地方是在变化很大的各种负载条件下都是高效率的。在负载较轻时，