Chap4

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1 第 4 章 介质访问子层 信道分配问题 多路访问协议 CSMA 以太网 数据链路层交换 无线局域网 1

2 信道分配问题 信道的静态分配 信道的动态分配 2

3 信道的静态分配 频分多路复用 FDM (Frequency Division Multiplexing) 时分多路复用 TDM (Time Division Multiplexing) 静态分配的问题 延迟时间长 信道利用率低 3

4 排队论模型 Computer Networks cs.sjtu 10/11/17 模型假设 信道容量 信道数据到达平均速率 ( 服从泊松分布 ) 帧的长度平均值 ( 服从指数分布 ) C b/s λ 帧 / 秒 1/µ bit/ 帧 平均延时 排队模型 报文到达速率 λ( 帧 /s) 网络节点 队列 T 信道输出速率 µc( 帧 /s) 4

5 生灭过程 一个稳定的生灭过程 λ λ λ λ λ n µc µc µc µc µc 如该过程稳定, 则 λp 0 =µcp 1 1 λp 1 +µcp 1 =λp 0 +µcp 2 2 λp 2 +µcp 2 =λp 1 +µcp 3 3 解得 : p i =p 0 ρ i 其中 : ρ =λ/(µc) 则 :p 0 =1- ρ 则系统中的平均顾客数 5

6 Little 定理 在稳定状态下, 存储在网络中的报文平均数, 等于报文的平均到达率乘以这些报文在网络中经历的平均时间 即 :N = λt 则 : 得 : 在频分多路复用条件下, 每个信道的容量为 C/N, 每个信 道的报文到达率为 λ/n 所以 :T FDM = NT 即平均增加 N 倍 6

7 静态 FDM 的性能 频段分成 N 段, 平均延时增加 N 倍 频段分成 N 段, 当用户数小于 N 时, 不产生争用, 但并非每个被分配的用户每时每刻都在通信, 所以, 信道的利用率较低, 且不能调整 时分多路复用 TDM(Time-Division Multiplexing) 与 FDM 相似 7

8 信道分配问题 信道的静态分配 信道的动态分配 8

9 信道的动态分配 有关动态分配的五个假设 : 站模型 (Station Model) 单信道假设 (Single Channel Assumption) 冲突假设 (Collision Assumption) 时间假设 : 时间连续 (Continuous Time) 时间分时隙 (Slotted Time) 侦听假设 : 载波侦听 (Carrier Sense) 非载波侦听 (no Carrier Sense) 9

10 站模型 由 N 个独立的站 ( 计算机 电话 个人通信设备 ) 组成 每个站都可产生待发送的帧 在时间 Δt 内, 生成一帧的概率为 λδt, 其中 λ 是常量 ( 新帧到达速率 ) 一旦生成一帧, 就等待发送, 直到成功发送 各站都是相互独立地 都以固定速率产生数据帧, 某站一 旦产生新帧, 即被阻塞, 亦即不会再有新的帧产生, 每个 站只有一个用户 10

11 信道的动态分配 有关动态分配的五个假设 : 站模型 (Station Model) 单信道假设 (Single Channel Assumption) 冲突假设 (Collision Assumption) 时间假设 : 时间连续 (Continuous Time) 时间分时隙 (Slotted Time) 侦听假设 载波侦听 (Carrier Sense) 非载波侦听 (no Carrier Sense) 11

12 单信道假设 所有通信, 包括发送和接收, 都通过单信道进行 所有的站都在该信道上发送或接收信息 所有站都是平等的, 各站没有主从之分 信道是共享的, 任何时刻只允许一个站点可以发送, 并且任 何站点都必须通过竞争才能取得发送权 ( 如有主从之分, 则 存在单点故障 ) 12

13 信道的动态分配 有关动态分配的五个假设 : 站模型 (Station Model) 单信道假设 (Single Channel Assumption) 冲突假设 (Collision Assumption) 时间假设 : 时间连续 (Continuous Time) 时间分时隙 (Slotted Time) 侦听假设 载波侦听 (Carrier Sense) 非载波侦听 (no Carrier Sense) 13

14 冲突假设 如两帧同时发送, 则发生冲突 所有的站点都能检测到冲突 冲突的帧必须重发, 除了冲突引起的差错外, 没有其它差错 由于每个站点都必须通过竞争才能取得发送权, 所以冲突是不可避免的, 但在某些共享信道中采用特殊的机制来消除冲突 ( 令牌网 ) 14

15 信道的动态分配 有关动态分配的五个假设 : 站模型 (Station Model) 单信道假设 (Single Channel Assumption) 冲突假设 (Collision Assumption) 时间假设 : 时间连续 (Continuous Time) 时间分时隙 (Slotted Time) 侦听假设 载波侦听 (Carrier Sense) 非载波侦听 (no Carrier Sense) 15

16 时间假设 时间连续 (Continuous Time) 帧的发送可在任意时刻 时间分时隙 (Slotted Time) 时间被分为时隙, 帧只能在时隙的开始处发送, 一个时隙中可发送 0 1 或多帧, 在一个时隙的开始处, 如果只有一个站点发送则成功, 如有多个站点发送则将发生冲突 16

17 信道的动态分配 有关动态分配的五个假设 : 站模型 (Station Model) 单信道假设 (Single Channel Assumption) 冲突假设 (Collision Assumption) 时间假设 : 时间连续 (Continuous Time) 时间分时隙 (Slotted Time) 侦听假设 载波侦听 (Carrier Sense) 非载波侦听 (no Carrier Sense) 17

18 侦听假设 载波侦听 (Carrier Sense) 所有的站在使用信道前, 都可检测到当前信道是否正被使用, 如信道正忙, 则等待 非载波侦听 (no Carrier Sense) 所有的站在使用信道前, 都不检测当前信 道是否正被使用, 只是盲目发送 在局域网中, 常采用载波侦听 18

19 第 4 章 介质访问子层 信道分配问题 多路访问协议 CSMA 以太网 数据链路层交换 无线局域网 19

20 多路访问协议 CSMA 纯 ALOHA 分隙 ALOHA 载波侦听多路访问协议 20

21 纯 ALOHA 的原理 在纯 ALOHA 中, 站点一旦产生新帧则立即发送, 如果一个标准长度的帧的发送时间为 t, 在 t 0 +t 时刻允许生成一个新帧, 除此新帧之外, 在 t 0 ~ t 0 +2t 时间内不能有其它帧产生, 否则冲突, 即冲突危险区为 2t t 0 t 0 +t t 0 +2t t 0 +3t 时间 冲突危险区 Tnbm P253 Fig. 4-2 阴影帧的冲突危险区 21

22 纯 ALOHA 的原理 ( 续 ) 任何一个站都可以在帧生成后立即发送 ( 可能冲突 ), 并通过信号的反馈, 检测信道, 以确定发送是否成功, 如发送失败, 则经随机延时后再发送 22

23 纯 ALOHA 信道的效率 帧时 (Frame Time): 发送一个标准长度的帧所需的时间设 : 无限多个用户产生新帧的概率服从泊松分布平均每个帧时产生 S 个新帧则 : 当 S > 1 时, 将每个帧都冲突所以, 吞吐率应为 0 < S < 1 除新帧外, 凡冲突的帧也要重发 23

24 纯 ALOHA 信道的效率 ( 续 ) 设 : 帧发送的平均值为 G 帧 / 帧时, G 中包括每个帧时内产生的新帧 S 和由于冲突而需重发的帧 当轻负载 (S << 1 0) 时, 几乎无冲突, 则 G S 当重负载 (S 1) 时, 冲突频繁, 则 G > S t 0 t 0 +t t 0 +2t t 0 +3t 时间 冲突危险区 24

25 纯 ALOHA 的吞吐率 设 : 在任一帧时内生成 k 帧 ( 包括新旧帧 ) 的概率服从泊松分布, 为 : 则 : 生成 0 帧的概率为 P 0 = e -G 两个帧时内产生的平均帧数为 2G 即 :,P 0 = e -2G 由于 S = GP 0 所以 S = Ge -2G 25

26 纯 ALOHA 的吞吐率 ( 续 ) 对于 :S = Ge -2G 得 :S = e -2G + Ge -2G (-2) 并令其为 0 e -2G - 2Ge -2G = 0 2G = 1 G = 0.5 时,S 有最大值 S = 1/(2e) S 在纯 ALOHA 中, 其吞吐率最大为

27 多路访问协议 纯 ALOHA 分隙 ALOHA 载波侦听多路访问协议 27

28 分隙 ALOHA 的原理 在一个时隙内只产生一个新帧, 新帧不允许立即发送, 将在下一个时隙的开始处 t 0 +t 时发送, 不会发生冲突在一个时隙内产生一个以上新帧, 下一个时隙的开始处 t 0 +t 时, 一个以上的帧同时发送, 将发生冲突, 即冲突危险区为 t t 0 +Δt t 0 t 0 +t t 0 +2t 时间 t 0 +αt t 0 +βt t 0 t 0 +t t 0 +2t 冲突危险区 28

29 分隙 ALOHA 的原理 ( 续 ) 分隙 ALOHA 的时间以时隙 (Time Slot) 为单位 时隙的长度对应一帧的传输时间, 其起点由专门的信号来标志 新帧的产生是随机的, 但分隙 ALOHA 不允许随机发送, 凡帧的发送必须在时隙的起点, 即冲突危险区是原来的一半 冲突主要发生在时隙的起点处, 一旦发送成功, 则 不会出现冲突, 即生成新帧并等待发送的这一帧时 内, 是冲突危险区, 时间长度为 t, 是原来的一半 29

30 分隙 ALOHA 的吞吐率 在一个时隙的起点没有其它帧发送的概率为 : P 0 = e -G 所以 :S = GP 0 = Ge -G 当 G = 1 时, 吞吐量 S 为最大 S

31 纯 ALOHA 和分隙 ALOHA 的比较 纯 ALOHA 中, 一旦产生新帧, 就立即发送, 全然不顾是否有用户正在发送, 所以发生冲突的可能伴随着发送的整个过程 分隙 ALOHA 中, 规定发送行为必须在时隙的开始, 一旦在发送开始时没有冲突, 则该帧将成功发送 31

32 纯 ALOHA 和分隙 ALOHA 的比较 ( 续 ) S 为每帧时内的吞吐率 分隙 ALOHA:S = Ge -G 纯 ALOHA:S = Ge -2G G 为每个帧时内可能的发送次数 Tnbm P254 Fig. 4-3 ALOHA 系统中吞吐率和帧产生率之间的关系 32

33 多路访问协议 纯 ALOHA 分隙 ALOHA 载波侦听多路访问协议 33

34 载波侦听多路访问协议 CSMA 载波侦听协议 (Carrier Sense Protocol) 持续和非持续 CSMA (Carrier Sense Multiple Access, 载波侦听多路访问 ) 1 持续 CSMA 非持续 CSMA(Nonpersistent CSMA) p 持续 CSMA(p-persistent CSMA) CSMA 协议的冲突和冲突检测 34

35 1 持续 CSMA 每个站在发送前, 先侦听信道, 如信道正忙, 则等待并持续侦听, 一旦信道空闲, 立即发送, 即发送的概率为 1; 如冲突, 则延时一随机时隙数后, 重新发送 35

36 载波侦听多路访问协议 CSMA 载波侦听协议 (Carrier Sense Protocol) 持续和非持续 CSMA (Carrier Sense Multiple Access, 载波侦听多路访问 ) 1 持续 CSMA 非持续 CSMA(Nonpersistent CSMA) p 持续 CSMA(p-persistent CSMA) CSMA 协议的冲突和冲突检测 36

37 非持续 CSMA Computer Networks cs.sjtu 10/11/17 (Nonpersistent CSMA) 每个站在发送前, 先侦听信道, 如信 道正忙, 则不再继续侦听, 而是延时 一随机时隙数后, 再侦听信道 37

38 载波侦听多路访问协议 CSMA 载波侦听协议 (Carrier Sense Protocol) 持续和非持续 CSMA (Carrier Sense Multiple Access, 载波侦听多路访问 ) 1 持续 CSMA 非持续 CSMA(Nonpersistent CSMA) p 持续 CSMA(p-persistent CSMA) CSMA 协议的冲突和冲突检测 38

39 p 持续 CSMA Computer Networks cs.sjtu 10/11/17 (p-persistent CSMA) 用于分隙信道 先侦听信道, 如信道正忙, 则等到下一时隙 ; 如信道空闲, 则以概率 p 发送, 而以概率 q=(1-p) 把本次发送延至下一时隙, 直至发送成功 39

40 载波侦听多路访问协议 CSMA 载波侦听协议 (Carrier Sense Protocol) 持续和非持续 CSMA (Carrier Sense Multiple Access, 载波侦听多路访问 ) 1 持续 CSMA 非持续 CSMA(Nonpersistent CSMA) p 持续 CSMA(p-persistent CSMA) CSMA 协议的冲突和冲突检测 40

41 CSMA 协议的冲突和冲突检测 带冲突检测的 CSMA 无冲突的多路访问协议 有限竞争协议 41

42 传播时延对载波侦听的影响 CSMA 并不能完全解决冲突问题 A 1 km B τ = 5 µs t 冲突 如两个或多个准备发送的站都检测到信道 空闲而同时发送将发生冲突 42

43 CSMA/CD 带冲突检测的 CSMA Carrier Sense Multiple Access / Collision Detection 带冲突检测的载波侦听多路访问 CSMA/CD 的概念模型 : t 0 竞争时隙 一旦冲突, 则放弃并随机延时 帧帧帧帧 传输周期竞争周期 时间 空闲周期 Tnbm P258 Fig. 4 5 CSMA/CD 有三种状态 : 竞争 传输或空闲 43

44 CSMA/CD 的要点 在一帧传输完成后的时刻 t 0, 想要发送的站点都可以尝试发送 如两个或多个站点同时发送则发生冲突 判断出冲突后, 立即停止发送, 并延时一个随机时隙数后, 通常其中的一个站点将发送成功 44

45 信号电平法 冲突的检测 基于基带传输, 两个帧信号叠加后, 电压大一倍 过零点检测法 用曼切斯特编码时, 零点在每比特的正中央, 当有干扰时, 则可能偏移 自收自发检测法 在发送数据的同时也在接收, 并逐个比特比较 45

46 CSMA/CD 发生冲突时 对信道占用时间的影响 Computer Networks cs.sjtu 10/11/17 t T B T J A A 检测到冲突 B 发送数据 发生冲突 B τ B 检测到冲突 信道占用时间 τ 如一个站点发送并经 2τ 后, 没有冲突, 即发送成功 典型地, 一公里长的同轴电缆,τ 5µs 2τ 10 µs 46

47 CSMA 协议的冲突和冲突检测 带冲突检测的 CSMA 无冲突的多路访问协议 有限竞争协议 47

48 无冲突的协议 信道的争用势必发生冲突, 冲突将降低信道的利用率 位图协议 二进制倒计数法 48

49 位图协议 如有 N 个站点共享信道, 编号为 0 ~ N-1, 其竞争周期将 分为 N 个时隙, 每个站点占有一个时隙, 如某站准备发 送, 则可在属于它的时隙内填入 1, 一个竞争周期后, 则 将按顺序发送, 不会产生冲突 8 个争用时隙 帧 8 个争用时隙 Tnbm P259 Fig. 4 6 基本位图协议 49

50 位图协议的效率分析 在低负荷条件下, 如每帧的数据量的 d bit, 额外比特数为 N, 则效率为 d/(d+n) 在高负荷条件下, 即所有的站都希望一帧接一帧发送, 位图按平均分配给每一帧, 一帧只占一位, 则效率为 d/(d+1) 缺点 : 位图协议无法考虑优先级 50

51 无冲突的协议 信道的争用势必发生冲突, 冲突将降低信道的利用率 位图协议 二进制倒计数法 51

52 二进制倒计数法 需要一个仲裁机构决定哪个站点发送 把站号按相同长度的二进制数编号, 需要发送的站点逐个按高位到低位在争用周期开始时发送, 凡低序号的站点发现有高序号站点也希望发送, 则退出竞争, 即 : 高序号站点优先 52

53 二进制倒计数法举例 如有四个准备发送的站的站号分别为 0010(2#) 0100(4#) 1001(9#) 和 1010(10#), 当争用周期开始后, 分别将最高位送出, 仲裁机构作或运算结果送回 2# 和 4# 检测到 1, 则知道有高序号的站点也希望发送, 则退出竞争, 不再发送下一位,9# 和 10# 继续送出次高位, 仍不分高下, 再继续,9# 退出, 最后 10# 得到帧的发送权 53

54 信道效率分析 N 个站的二进制编码所需位数是 log 2 N 位 信道的效率为 :d/(d+ log 2 N) 如果规定每个帧的帧头为发送地址, 即竞争的同时也在发送, 则效率为 100% 54

55 CSMA 协议的冲突和冲突检测 带冲突检测的 CSMA 无冲突的多路访问协议 有限竞争协议 55

56 有限竞争协议 有限竞争协议 (Limited Contention Protocol) 即 : 在低负荷时使用竞争法在高负荷时使用无冲突法 对称竞争协议 (Symmetric Contention Protocol) 适应树搜索协议 (Adaptive Tree Walk Protocol) 56

57 对称竞争协议 对称竞争协议的性能 : 每个站申请使 信道的概率相同, 都为 p 设 : 有 k 个站点参与信道竞争每个站点在每个时隙中的发送概率为 p 那么 : 某个给定时隙内, 站点成功获得信道的概率为 : k p ( 1 p ) k 1 57

58 当 pk = 1 时成功率最高 当 pk = 1 时, 站点成功获得信道的概率最高 Pr [ pk = 1 的成功率 ] 成功 1.0 概率 已就绪的站点数 k Tnbm P263 Fig. 4 8 对称竞争信道获取概率 58

59 当 pk = 1 时成功率最高 ( 续 ) k 较小时, 成功率较高 ;k 时, 成功率为 1/e 当站点数为 2 ~ 4 时, 成功概率急剧下降 当站点数达 5 时, 成功概率将逐渐接近 1/e k Pr [ pk = 1 ]

60 有限竞争协议 有限竞争协议 (Limited Contention Protocol) 即 : 在低负荷时使用竞争法在高负荷时使用无冲突法 对称竞争协议 (Symmetric Contention Protocol) 适应树搜索协议 (Adaptive Tree Walk Protocol) 60

61 适应树搜索协议 适应树搜索协议 (Adaptive Tree Walk Protocol) 在某一次成功传输后的第一个竞争时隙, 所有希望发送的站点都允许竞争, 如果只有一个站点申请, 则获得信道, 否则在下一竞争时隙, 只允许一半站点参与竞争 ( 递归 ) 即将所有站点构成一棵完全二叉树, 对二叉树作深度优先的遍历 61

62 8 个站点的适应树搜索 包含 8 个站点的适应树搜索举例 A B C D E F G H 站点 Tnbm P264 Fig. 4-9 包含 8 个站点的树 62

63 8 个站点的适应树搜索举例 如当前有站点 G H 请求获得信道 在时隙 0, 因有两个站点请求获得信道, 所以冲突 在时隙 1, 按深度优先搜索节点 2, 但发现节点 2 所属的站点无信道请求 在时隙 2, 跳过节点 3, 搜索节点 3 下属节点 6, 但发现节点 6 所属的站点也无信道请求 在时隙 3, 跳过节点 7, 搜索节点 7 下属节点 G,G 获得信道 63

64 第 4 章 介质访问子层 信道分配问题 多路访问协议 CSMA 以太网 数据链路层交换 无线局域网 64

65 以太网 以太网的电缆 以太网 MAC 子层协议 冲突后的避让算法 以太网的性能 交换式以太网 快速以太网 千兆以太网 IEEE802.2 LLC 65

66 802.3 的电缆 传输电缆分以下四种 名称 电缆 最大区间长度 10Base5 粗缆 500m Base2 细缆 185m 30 节点数 / 段优点接口 用于主干已基本淘汰 廉价已基本淘汰 AUI BNC 10Base-T 双绞线 100m 1024 易于维护 RJ-45 10Base-F 光纤 2km 1024 用于楼间 ST 66

67 粗缆以太网 (10BASE5) 收发器 粗缆 终止器 终止器 AUI 电缆 67

68 细缆以太网 (10BASE2) 细缆 终止器 BNC 连接器 68

69 双绞线以太网 (10BASE-T) 其物理接口为 RJ-45 连线采用 3 类 ( 或 5 类 ) 双绞线, 仅用两对线, 且全双工 距离为 100 m 编码采用曼切斯特编码 69

70 双绞线 HUB RJ-45 70

71 RJ-45 接口接线标准 T-568B T-568B 的直通线缆 Pin color name 1 white orange TxData + 2 orange TxData - 3 white green RecvData + 4 blue 5 white blue 6 green RecvData - 7 white brown 8 brown 71

72 10Base-T 直通线缆 交换机 ( 或 HUB) 的 RJ-45 端口与主机网 卡的 RJ-45 端口的连接电缆为直通 ( Straight-Through) 的 8 芯 5 类线缆 RJ-45 插座 Pin color name 1 white orange TxData + 2 orange TxData - 3 white green RecvData + 4 blue 5 white blue 6 green RecvData - 7 white brown 8 brown Tx+1 Tx-2 Rx Rx Tx+ 2Tx- 3Rx Rx

73 以太网 以太网的电缆 以太网 MAC 子层协议 冲突后的避让算法 以太网的性能 交换式以太网 快速以太网 千兆以太网 IEEE802.2 LLC 73

74 以太网 MAC 子层协议 以太网的帧结构 7 1 2/6 2/6 2 0~1500 0~46 4 先导字段目的地址源地址数据填充字符校验和 帧开始字符 类型 : 表示上层使用的协议如 IP 协议为 800H,ARP 协议为 806H 的帧结构 7 1 2/6 2/6 2 0~1500 0~46 4 先导字段目的地址源地址数据填充字符校验和 帧开始字符 数据字段长度 74

75 帧结构字段说明 先导字段 两个地址 数据字段长度 校验和 填充字段 75

76 先导字段 7 个字节的 , 实际上下一个字符也是先导字段, 只是最后的两位为 1, 表示紧接着的是真正的 MAC 帧 8 个字节的 的曼切斯特编码将产生 10MHz, 持续 6. 4µs 的方波, 周期为 0.1µs, 可用于时钟同步 76

77 帧结构字段说明 先导字段 两个地址 数据字段长度 校验和 填充字段 77

78 两个地址 目的地址和源地址都允许为 2 字节或 6 字节, 在 10M bps 的基带以太网中是 6 字节 目的地址最高位为 0: 普通地址 1: 多点发送 (Multicast) 目的地址全 1: 广播发送 (Broadcast) 在 6 个字节 ( 共 48 位 ) 的地址中有 46 位用于地址的指定, 即有 2 46 = x10 13 个地址 网卡地址是一个全局地址如 :

79 帧结构字段说明 先导字段 两个地址 数据字段长度 校验和 填充字段 79

80 数据字段长度和校验和 指明数据的字节数, 数据字段长度 允许为 0 4 个字节共 32 位的 CRC 码 80

81 帧结构字段说明 先导字段 两个地址 数据字段长度 校验和 填充字段 81

82 填充字段 为保证帧的最短长度为 64 个字节 即 : 在数据字段长度为 0 时两个地址 (12 字节 )+ 类型或数据长度 (2 个字节 ) + 填充字节 + 校验和 (4 个字节 )= 字节 + 填充字节 = 64 填充字节 = 46 所以填充字节为 :0 ~ 46 字节 82

83 为什么帧的最短长度为 64 个字节 为了确认发送帧是否正确到达目的站点, 必须保证可能的冲突信号返回时帧的发送尚未结束, 如在 2τ 内没有冲突信号返回, 则发送成功, 如果发送端在 2τ 时间内帧已经发送结束, 则即使冲突也无法检测, 即最短帧长应与 2τ 相当 83

84 2τ 的计算 在极限条件下,802.3 局域网中发送方和接收方间允许接有 4 个中继器, 最大距离为 2500 m, 往返 5000 m, 同轴电缆的传播时延特征为 5 µs/km( 相当于电磁波以 2/3 的光速在电缆上传播 ), 即如遇冲突, 端到端并返回的时延为 25µs 然而这是理想的时延, 考虑到中继器的额外时延, 最坏的情况下估计时延为 45µs, 再加上强化冲突需发送的 48bit, 接收方需收到 48bit 后才确认冲突, 即再增加了 4.8 µs, 共 49.8 µs 再考虑 2 的整次幂的因素, 所以通常取 51.2 µs 为争用时隙的时间长度 (51.2 µs 即传输 512 bit, 即 64 字节所耗费的时间 ), 所以帧的长度至少为 64 个字节 84

85 以太网 以太网的电缆 以太网 MAC 子层协议 冲突后的避让算法 以太网的性能 交换式以太网 快速以太网 千兆以太网 IEEE802.2 LLC 85

86 二进制指数后退算法 发送方在检测到冲突后, 双方 ( 或多方 ) 都将延时一段时间, 所谓一段时间到底是多长? 检测到冲突后, 时间被分成离散的时隙 时隙的长度等于信号在介质上往返的传播时间 ( 在以太网中, 一个时隙, 即 2 τ 为 51.2µs ) 一般地, 经 i 次冲突后, 发送站点需等待的时隙数将从 0 ~ 2 i - 1 中随机选择 86

87 二进制指数后退算法举例 在一个时隙的起始处, 两个 CSMA/CD 站点同时发送一个帧, 求前 4 次竞争都冲突的概率? 第一次竞争冲突的概率为 1; 第一次冲突后,A B 都将在等待 0 个或 1 个时隙之间选择, 选择的组合有 : , 共 4 种, 其中 00 和 11 将再次冲突, 所以第二次竞争时, 冲突的 概率为 0.5 第二次冲突后 :A B 都将在 之间选择, 选择的组合有 : 共 16 种, 其 中 将再次冲突, 所以第三次竞争时, 冲突的概率为 0.25 第三次冲突后 :A B 都将在 之间选择, 选择的组合 共有 64 种, 其中 将再次冲突, 所以第四次竞争时, 冲突的 概率为 前四次竞争都冲突的概率为 :1 x 0.5 x 0.25 x =

88 二进制指数后退算法的优化 以上讨论的是发送方怎样避免冲突, 或冲突后怎样再次竞争以成功发送, 一旦发送成功后, 如果接收方需发确认帧, 则必须通过竞争才能得到信道的使用权, 但是, 如把一次成功发送后的第一个时隙留给接收方, 则可保证发送方能及时收到确认, 然而标准中并不允许 88

89 以太网 以太网的电缆 以太网 MAC 子层协议 冲突后的避让算法 以太网的性能 交换式以太网 快速以太网 千兆以太网 IEEE802.2 LLC 89

90 802.3 的性能 对某个站点来说, 从站点产生新帧到允许发送的等待时间越短越好 ; 对信道来说, 在保证每个站点性能的基础上, 能支持的站点数越多越好, 很显然, 这与共享网络中的站点数和每个站点在单位时间内发送帧的概率有关, 所以, 设 : 在稳定重载荷的情况下, 有 k 个站点参与信道竞争 每个站点在每个时隙中的发送概率为 p 90

91 802.3 的性能 ( 续 ) 信道效率 = 每帧发送时间 (P) 每帧发送时间 (P)+ 平均竞争时间 (T) 平均竞争时间 = 平均竞争时隙数 x 时隙长度 (2 τ ) 那么 : 某个给定时隙内, 站点成功获得信道的概率为 : A = kp(1-p) k 1 显然, 当 p = 1/k 时,A 将取最大值 当 k 时,A 1/e 即, 当竞争时隙数正好是 j 个时隙的概率 =A(1-A) j-1 平均竞争时隙数 = = e 91

92 最佳信道效率 由于 采用的是 CSMA/CD( 带冲突检测的载波侦听多路访问 ),τ 是发送站点到最远站点的信号传播延时, 为保证冲突信号的回传时间, 所以每个时隙的时间为 2 τ, 平均竞争时隙数为 e, 所以平均竞争时间为 2 τe 信道效率 = = 每帧发送时间 (P) 每帧发送时间 (P)+ 平均竞争时间 (T) P P 2τ P + A = P+2τe 92

93 对更一般的情况 如 : 帧长为 F, 网络带宽为 B, 电缆长度为 L 信号传播速率为 c( 典型的为 5µs/km) 每帧传输时间为 P=F/B 信号的最大传播延迟 τ =L/c 在有 e 个竞争时隙的情况下 F 即最佳的信道效率 = B = F 2Le + 1+ B c 1 2BLe cf 可见, 增加网络带宽或远距离传输, 将使信道效率降低 所以, 在高带宽或广域网条件下, 以太网可能不是最合适的 93

94 以太网 以太网的电缆 以太网 MAC 子层协议 冲突后的避让算法 以太网的性能 交换式以太网 快速以太网 千兆以太网 IEEE802.2 LLC 94

95 最简单的以太网络 交叉双绞线电缆 Tnbm P287 Fig (a) 两个站点的以太网 95

96 交换式以太网图例 交换机 交叉双绞线电缆 HUB 直连双绞线电缆 A B C D E Tnbm P287 Fig (b) 多站点以太网 96

97 以太网交换机 交换机有一个高速的背板, 速率可达 1G b/s 或更高 背板上可插入若干个模块 ( 有的模块还可插入子模块 ) 每个模块 ( 或子模块 ) 上有 4 ~ 8 个 RJ-45 的端口, 甚至更多, 每个模块实际上是一个规模较小的局域网, 即一个模块就是一个共享域 ( 以太网中, 共享域即冲突域 ) 一个模块上任一时刻只能有一个站点发送, 但分属不同模块上的端口可并行工作, 这可理解为组交换 : 模块内共享, 模块间交换 当每个模块都退化成只有一个端口时, 即一个共享域中只有一个端口, 则该交换机是全交换的 97

98 交换式局域网 交换式局域网通常以百兆以太网交换机或千兆以太网交换机作为局域网的核心交换设备, 交换机的每个端口都可用于连接一个网段或一台主机 每个端口连接的网段形成一个冲突域, 端口之间帧的传输不受 CSMA/CD 的限制 交换机上不同类型的端口支持不同类型的传输介质, 不同类型的端口其最大传输距离也不尽相同 98

99 交换式局域网示例 中央路由器 主交换机 子网 1 服务器 部门交换机 HUB 子网 2 子网 3 子网 4 冲突域 99

100 以太网 以太网的电缆 以太网 MAC 子层协议 冲突后的避让算法 以太网的性能 交换式以太网 快速以太网 千兆以太网 IEEE802.2 LLC 100

101 Fast Ethernet(802.3u) 结构简单, 兼容性好, 价格相对低廉 双速 10/100 Mb/s MAC 功能 ( 自动协商 ) 优选全双工操作, 采用星型连接方式 提供对 cat3 cat5 和 STP( 屏蔽双绞线 ) 的支持, 也支持光纤介质, 但不支持同轴电缆 采用 4B/5B 的二进制编码 101

102 100Base-TX 其物理接口为 RJ-45 连线采用 5 类双绞线 cat5, 仅用双对线, 且全双工 802.3u 必须与 完全兼容, 即 802.3u 的帧格式与 的帧格式完全一致, 及最短帧长为 64B, 然而, 由于 802.3u 的传输速率为 100M bps, 所以 64B 的发送时间是 5.12 µs, 即在 802.3u 中, 2τ 为 5.12 µs 由于要求 802.3u 支持共享设备, 即 802.3u 必须支持 CSMA/CD, 考虑竞争发送的冲突检测, 在 CSMA/CD 机制中, τ 决定了其最长的传输距离为 250m 据此, 规定单根双绞线的长度不超过 100(125)m 102

103 100Base-FX 其物理接口为 ST( 圆型 ) 或 SC ( 方型 ) 连线采用一对光纤, 全双工, 且免受电磁干扰 配置光纤端口的交换设备通常不会是共享设备, 所以不必考虑冲突检测问题 传输距离取决于采用的光源和在光纤中光信号的衰减, 通常 : 多模光纤的传输距离为 2 km; 单模光纤的传输距离为 10 km 快速以太网交换机是目前使用最广泛的交换机, 中小规模的局域网或大规模局 域网中的部门级交换机, 首选的通常都是 100 Mbps 交换机 103

104 100Base-FX 其物理接口为 ST( 圆型 ) 或 SC ( 方型 ) 连线采用一对多模光纤, 全双工, 且免受电磁干扰 距离为 2 km 编码采用 4B/5B 编码 快速以太网交换机是目前使用最广的交换机, 无论 是新建局域网还是原有局域网的升级, 通常首选的 总是快速以太网 104

105 以太网 以太网的电缆 以太网 MAC 子层协议 冲突后的避让算法 以太网的性能 交换式以太网 快速以太网 千兆以太网 IEEE802.2 LLC 105

106 Gigabit Ethernet(802.3z) 千兆以太网的标准 802.3z,1998 年 6 月公布 千兆以太网支持两种工作模式 : 全双工工作模式使用两根信道, 通常是光纤, 不会产生冲突传输距离取决于信号的衰减 半双工模式允许使用共享设备 ( 如 HUB), 采用 CSMA/CD 机制来实现信道的共享传输距离必须考虑冲突检测, 即必须考虑时隙问题 106

107 802.3z 的两个特性 802.3z 允许链路中使用共享设备 ( 如 HUB), 为进行冲突检测, 则帧的传输时间必须大于最长距离的信号往返的传播时间, 即 2τ 为保证与 HUB 的最长距离允许为 100 m, 802.3z 把时隙定为 µs( 传输 4096 比特的时间 ), 为与 及 802.3u 兼容, 不能增加最小帧的长度, 所以采用了载波扩展技术 又为了提高有效数据的传输率, 还采用了短帧突发技术 载波扩展 短帧突发 107

108 载波扩展 传输速率 M bps 往返距离 m 一个时隙 2 τ 内可传输的 Byte B(51.2 µs ) 802.3u B (5.12 µs ) 802.3z B (4.096 µs ) 为保证与 及 802.3u 兼容, 不能增加最小帧的长度, 即最小帧的长度仍为 64 Byte, 但在帧传输完后, 如尚 未到达 µs 时, 则以载波信号充斥其余时间 108

109 千兆以太网的帧格式 千兆以太网的最短帧长与时隙不相关 采用载波扩展技术 ~ ~ 0 先导字段帧起始符目的地址源地址类型 / 长度数据 FCS 扩展最小帧长为 64Byte > = 512Byte 载波持续长度 对小于 64Byte 的以太帧, 本来就必须填充, 与千兆以太网格式无关 109

110 载波扩展带来的问题 如长度为 64 Byte 的短帧, 都必须在 512 Byte 的 时隙内传输, 将严重影响性能, 其信道效率为 : 帧长 64 B 64 = 扩展成 512 B + 帧前导 8 B + 帧间隙 12 B 532 = 12% 64 Byte 的短帧扩展成 512 Byte, 如冲突在前 64 Byte 之后, 帧的重发将是无意义的 110

111 802.3z 的两个特性 802.3z 允许链路中使用共享设备 ( 如 HUB), 为进行冲突检测, 则帧的传输时间必须大于最长距离的信号往返的传播时间, 即 2τ 为保证与 HUB 的最长距离允许为 100 m, 802.3z 把时隙定为 µs( 传输 4096 比特的时间 ), 为与 及 802.3u 兼容, 不能增加最小帧的长度, 所以采用了载波扩展技术 又为了提高有效数据的传输率, 还采用了短帧突发技术 载波扩展 短帧突发 111

112 短帧突发 当短帧突发时, 让一个站发送多个帧, 而只对 第一个帧进行载波扩展, 紧接着发送后面的帧, 这些帧毋需载波扩展 时隙 4096 bit 前导 SFD MAC 帧扩展如 1 有需要 IFG 前导 SFD MAC 帧 2 IFG 前导 SFD MAC 帧 3 IFG 前导 SFD MAC 帧 字节突发中启动 最后帧的最大时间 IFG(Inter Frame Gap): 帧间隔 112

113 迟冲突不重发 发生在扩展位的冲突被认为是一次迟冲 突,IEEE 802.3z 规定发送方在检测到迟 冲突之后不能进行重传 113

114 1000 Base-X 标准 1000 Base-SX 1000 Base-LX 标准类型多模 62.5 µm 多模 50 µm 单模 10 µm 1000 BASE-SX( 波长 850 nm) 1000 BASE-LX( 波长 1300 nm) 220 m 550 m m 550 m 5000 m 114

115 1000Base-X 标准 ( 续 ) 1000Base-CX 1000Base-T 标准类型两对屏蔽双绞线四对非屏蔽双绞线 (5 类线 ) 1000BASE-CX 25 m BASE-T m 1000BASE-XX 200 m 两对非屏蔽双绞线 ( 超 5 类线 ) 115

116 与 100BASE-TX 的主要区别 介质无关接口用 GMII 替代原 MII 采用 8B/10B 的二进制编码时钟为 125M Hz, 倍频电路生成时钟 1250M Hz 帧格式的载波扩展, 时隙取 512 Byte(4096 bit) 的传输时间 µs 短帧突发处理迟冲突者不重发 116

117 千兆以太网主要参数 时隙 参数 帧间间隔 拥塞序列大小 32 bit 最大帧长度 最小帧长度 值 µs, 即 4096 bit (512Byte) 的传输时间 0.096µm(96bit) 1518 Byte( 数据长 1500 Byte) 512 bit(64 Byte) 117

118 以太网 以太网的电缆 以太网 MAC 子层协议 冲突后的避让算法 以太网的性能 交换式以太网 快速以太网 千兆以太网 IEEE802.2 LLC 118

119 IEEE802.2 LLC 逻辑链路控制 LLC(Logical Link Control), 即 IEEE 标准 网络层 分组 数据链路层 LLC MAC MAC LLC LLC 分组分组 MAC 物理层 网络 Tnbm P291 Fig (a) LLC 的位置 (b) 协议格式 119

120 LLC 的作用 由于不同的网络类型有不同的介质访问子层与之对应, 而逻辑链路控制子层 LLC 则掩盖了不同物理网络之间的差别, 以统一的格式为网络层提供服务 LLC 子层把网络层的分组 ( 在 TCP/IP 中即 IP 包 ) 加上 LLC 头, 交给 MAC 子层组成相应的 802.X 帧发送 120

121 第 4 章 介质访问子层 信道分配问题 多路访问协议 CSMA 以太网 数据链路层交换 无线局域网 121

122 数据链路层交换 网桥 网络互联设备 虚拟局域网 VLAN 122

123 网桥 (Bridge) 网桥是连接多个局域网的工作在数据链路层的设备 如把数据链路层细分为 LLC 子层和 MAC 子层, 则所谓 协议的不同是在数据链路层的 MAC 子层上 网桥作为不同数据链路层的网段之间的转换设备, 则 其相应的端口属于不同的网段 网桥的使用越来越少 123

124 网桥属数据链路层设备 网桥的工作原理 本地网间互联 生成树网桥 远程网桥 124

125 网桥的工作原理 主机 A 主机 B LLC 头 网络层 Pkt 网桥 Pkt LLC Pkt Pkt Pkt MAC 802.x Pkt 802.x Pkt 802.y Pkt 802.y Pkt 物理层 802.x Pkt 802.x Pkt 802.y Pkt 802.y Pkt 802.x Pkt 802.y Pkt 802.x 局域网 802.y 局域网 Tnbm P320 Fig 从 802.x 到 802.y 的局域网桥 125

126 网桥互联的问题 不同的 LAN 可能具有不同的帧格式, 互联时必须进行帧格式 的转换, 将增加 CPU 的开销 不同的 LAN 可能具有不同传输速率, 互联时必须进行缓存不同的 LAN 可能具有不同的帧的最大长度, 通常在数据链路层不支持对长帧的分帧功能, 其处理方法是简单地丢弃有的 LAN 支持数据链路层的加密功能, 有的 LAN 却不支持有的 LAN 支持 QoS 功能, 有的 LAN 也不支持 126

127 网桥 (Bridge) 网桥的工作原理 本地网间互联 生成树网桥 远程网桥 127

128 本地网间互联 所谓透明网桥, 是指把网桥与相关的网络在物理上连接后, 不需要做任何配置, 即可实现网络互联的数据链路层设备 数据的转发 A C B LAN1 D LAN B1 B2 E F G H I LAN4 LAN3 L O J P K N M Q Tnbm P322 Fig 个局域网和 2 个网桥的配置 128

129 网桥中的数据转发 透明网桥算法 如目的站点所属 LAN 和源站点所属 LAN 相同, 则丢弃该帧 如目的站点所属 LAN 和源站点所属 LAN 不同, 则转发该帧 如目的站点所属 LAN 未知, 则进行扩散 每个网桥都有一张散列表 ( 即路由表 ), 用来存放目 的站点所属的 LAN, 该张散列表通过自学习法建立, 并且是动态维护的 129

130 逆向学习算法 散列表的建立采用逆向学习算法 初始化时, 散列表为空, 此时, 某源站点 ( 假如是 C ) 发送一帧到某目的站点 ( 假如是 H) 时, 网桥 B1 将记录该源站点和它进入的网桥端口 (C/B1-1), 并将该帧扩散 ( 即转发到所连接的其它端口 (B1-2) 中, 不必向源端口转发 ) 130

131 散列表的维护 散列表的更新是动态的, 每一表项都有一个时间项, 记录更新的时间, 每个站点发送的帧到达时, 都将更新其散列表项 按最长时间无收发帧的站点优先出散列表的原则, 以保证散列表不会溢出 131

132 上例中网桥 B1 和网桥 B2 的散列表 网桥 B1 网桥 B2 站点 端口 时间 站点 端口 时间 站点 端口 时间 站点 端口 时间 A 1 J 2 A 1 J 2 B 1 K 2 B 1 K 2 C 1 L 2 C 1 L 2 D 1 M 2 D 1 M 2 E 2 N 2 E 1 N 3 F 2 O 2 F 1 O 3 G 2 P 2 G 1 P 3 H 2 Q 2 H 1 Q 3 I 2 I 1 132

133 网桥 (Bridge) 网桥的工作原理 本地网间互联 生成树网桥 远程网桥 133

134 生成树网桥 如在 LANs 之间为提高可靠性, 并行连接有 2 台 ( 或多台 ) 采用逆向学习算法的透明网桥, 则可能由于无限制的循环扩散而使流量骤增, 最后导致网络瘫痪 从原理上说, 如网络中存在回路, 常规算法的透明网桥都不能正常工作 134

135 包含回路的 LANs LAN2 由 B1copy 的帧 F1 由 B2copy 的帧 F2 B1 B2 Host LAN1 F Tnbm P324 Fig 两个并行的透明网桥 135

136 生成树算法 所谓生成树算法就是在物理上存在回路的拓扑中, 生成一棵在逻辑上无回路的树, 即生成树 生成树算法将以某指定节点为根节点, 构建一棵生成树 对于原包含回路的拓扑, 从生成树的根节点出发, 沿生成树, 可以到达任意一个节点, 却不包含回路, 但不能保证其路径是最优的 136

137 网桥 (Bridge) 网桥的工作原理 本地网间互联 生成树网桥 远程网桥 137

138 远程网桥 距离相对较远的 LANs 的连接可采用远程网桥和一对点到点的线路 ( 如租用电信线路 ) 来实现 点到点线路可看作是一个没有主机的 LANs 点到点线路上可选用各种协议, 如 PPP 138

139 远程 LANs 的互联 LAN1 LAN2 B1 B2 Point to Point Line B3 B4 LAN3 Tnbm P325 Fig 远程网桥连接远距离的 LANs 139

140 数据链路层交换 网桥 网络互联设备 虚拟局域网 VLAN 140

141 网络互联设备 不同的协议层有不同的网络互联设备 Application Layer Transport Layer Network Layer Data Link Layer Physical Layer Application Gateway Transport Gateway Router Bridge Switch Repeater HUB Tnbm P326 Fig 不同的协议层的网络互联设备 141

142 HUB 网桥和交换机 A B C D A B C D A B C D E F G H E F G H E F G H 142

143 数据链路层交换 网桥 网络互联设备 虚拟局域网 VLAN 143

144 虚拟局域网 VLAN 局域网的广播域 局域网的网段分隔 局域网的子网划分 虚拟局域网 VLAN IEEE 802.1Q 标准 144

145 局域网的广播域 局域网的广播域 所有主机均在 网段, 掩码为 HUB HUB HUB 145

146 局域网的广播域 ( 续 ) 局域网的广播域 ( 共享域 冲突域 ) 冲突域 广播域 所有主机均在 网段, 掩码为 HUB HUB HUB 146

147 虚拟局域网 VLAN 局域网的广播域 局域网的网段分隔 局域网的子网划分 虚拟局域网 VLAN IEEE 802.1Q 标准 147

148 局域网的网段分隔 使用网桥和交换机来分隔网段 缩小冲突域 Switch 分成 3 个网段所有主机均配置在 子网掩码为 HUB HUB HUB 148

149 局域网的网段分隔 ( 续 ) 使用网桥和交换机来分隔网段 缩小冲突域 冲突域 Switch 分成 3 个网段所有主机均配置在 子网掩码为 广播域 HUB HUB HUB 149

150 虚拟局域网 VLAN 局域网的广播域 局域网的网段分隔 局域网的子网划分 虚拟局域网 VLAN IEEE 802.1Q 标准 150

151 局域网的子网划分 局域网中使用路由器来划分子网并与 Internet 连接 路由器的每个端口都连接一个子网 HUB Switch Router Internet HUB SNet1: 掩码为 SNet2: 掩码为 SNet3: 掩码为

152 局域网的子网划分 ( 续 ) 局域网中使用路由器来划分子网并与 Internet 连接 冲突域 广播域 路由器的每个端口都连接一个子网 Router Internet HUB Switch HUB SNet1: 掩码为 SNet3: 掩码为 SNet2: 掩码为

153 网段和子网 Computer Networks cs.sjtu 10/11/17 网段 ( 一个网段即一个冲突域 ) 将若干个网络 ( 网段 ) 通过交换机 ( 网桥 ) 连接, 以增加网络内的主机数并扩大覆盖范围, 交换机 ( 网桥 ) 的每个端口连接一个网段, 网段是链路层概念 一个网段内的主机为一个冲突域, 所有的主机是一个广播域, 不同网段的主机间的通信则由交换机 ( 网桥 ) 负责转发或扩散 子网 ( 一个子网即一个广播域 ) 将若干个网络 ( 子网 ) 通过路由器连接, 以实现网络的互联并组成一个更大的网络, 路由器的每个端口连接一个子网, 子网是网络层概念 一个子网就是一个广播域, 子网间的通信必须由路由器控制 153

154 虚拟局域网 VLAN 局域网的广播域 局域网的网段分隔 局域网的子网划分 虚拟局域网 VLAN IEEE 802.1Q 标准 154

155 虚拟局域网 VLAN VLAN 是采用交换机技术, 将原有网络分成若干个 逻辑上的子网, 逻辑子网也具有物理子网相同的网 络性能, 一个 VLAN 是一个广播域 VLAN 基于交换技术 VLAN 的划分 VLAN 的技术特点 155

156 VLAN 基于交换技术 VLAN 技术属交换机的技术 交换机将维护一张交换表 交换表是交换端口的编号 MAC 地址和所连接主机的 MAC 地址的关联表 交换表可以静态配置, 也可以动态维护 156

157 虚拟局域网 VLAN VLAN 是采用交换机技术, 将原有网络分成若干个 逻辑上的子网, 逻辑子网也具有物理子网相同的网 络性能, 一个 VLAN 是一个广播域 VLAN 基于交换技术 VLAN 的划分 VLAN 的技术特点 157

158 VLAN 的划分 按端口划分 按主机的 MAC 地址划分 按主机的 IP 地址划分 局域网 VLAN 划分举例 158

159 VLAN R-Net 25 B-Net 28 交换机端口号 1/1 1/2 1/4 1/7 1/8 1/3 1/5 1/6 按端口划分 按交换机的端口来配置 ( 静态 ) 交换机端口编号 : Port: 0/1 ~ 0/3 Port: 1/1 ~ 1/8 Internet Building #1 Building #2 R-Net: 掩码为 B-Net: 掩码为

160 VLAN 的划分 按端口划分 按主机的 MAC 地址划分 按主机的 IP 地址划分 局域网 VLAN 划分举例 160

161 按 MAC 地址划分 按主机的 MAC 地址来配置 ( 动态 ) 必须先为每个注册用户 (MAC) 划分 VLAN VLAN R-Net 25 B-Net 28 主机的 MAC R-Net: 掩码为 交换机端口编号 : Port: 0/1 ~ 0/3 Port: 1/1 ~ 1/8 Building #1 Building #2 Internet B-Net: 掩码为

162 VLAN 的划分 按端口划分 按主机的 MAC 地址划分 按主机的 IP 地址划分 局域网 VLAN 划分举例 162

163 按主机的 IP 地址划分 按主机的 IP 地址来配置 ( 动态 ) 必须先为每个注册用户 (IP) 划分 VLAN VLAN R-Net 25 B-Net 28 主机的 IP 地址 R-Net: 掩码为 交换机端口编号 : Port: 0/1 ~ 0/3 Port: 1/1 ~ 1/8 Building #1 Building #2 Internet B-Net: 掩码为

164 VLAN 的划分 按端口划分 按主机的 MAC 地址划分 按主机的 IP 地址划分 局域网 VLAN 划分举例 164

165 局域网 VLAN 划分举例 局域网中 VLAN 的路由及与 Internet 的连接 Switch Router Internet Server HUB HUB HUB R-Net1: 掩码为 Y-Net3: 掩码为 B-Net2: 掩码为 每个交换端口为一个 VLAN 165

166 局域网 VLAN 划分举例 ( 续 1) 局域网中 VLAN 的路由及与 Internet 的连接 多个交换端口同属一个 VLAN Internet Server Switch Router 交换机端口编号 : Port: 0/1 ~ 0/4 Port: 1/1 ~ 1/8 Building #1 Building #2 R-Net: 掩码为 B-Net: 掩码为

167 局域网 VLAN 划分举例 ( 续 2) 局域网中使用路由器来划分网段并与 Internet 连接 Internet Server1 Y-Net1: 掩码为 Server2 Switch Router Trunk B-Net2: 掩码为 R-Net3: 掩码为 分属不同交换机的交换端口可同属一个 VLAN 167

168 VLAN 的技术特点 Computer Networks cs.sjtu 10/11/17 提高网络的可管理性, 便于建立虚拟工作组 不同物理网络中的主机可定义在同一个 VLAN 内, 同一物理网络内的主机也可定义在不同的 VLAN 中 提高网络的安全性 不在一个 VLAN 中的主机, 无法监听 有效地避免广播风暴, 以提高信道利用率, 并降低路由器的投资成本 在一个物理网络 ( 一个路由器端口连接的网络 ) 内可划分多个逻辑子网 减少主机因网络逻辑拓扑改变而在物理上的移动 168

169 虚拟局域网 VLAN 局域网的广播域 局域网的网段分隔 局域网的子网划分 虚拟局域网 VLAN IEEE 802.1Q 标准 169

170 IEEE 802.1Q 标准 VLAN 标准 802.1Q 于 1998 年公布 802.1Q 必须解决的两个问题 : VLAN 必须有一个 VLAN 的 field 来标志 802.1Q 必须与 标准相兼容 数据帧的成帧工作由数据链路层完成, 即由网卡完成, 但现有网卡不支持 802.1Q 170

171 以太帧中的 VLAN 标志域 802.1Q 的以太帧格式 D-MAC S-MAC Length Data Pad FCS 2B 802.1QD-MAC S-MAC VLANI D 2B Tag Length Data Pad FCS 3b 1b 12b Priority CFI VLAN Identifier 最大帧长为 1522 Bytes Tnbm P335 Fig 和 802.1Q 以太帧格式 171

172 802.1Q 的以太帧格式说明 VLAN-ID 16 bit VLAN 协议标识, 恒为 0x8100 Priority 3 bit Priority, 暂且保留 CFI 1 bit 标准格式标志位 VLAN Identifier 12 bit VLAN 标识,VLAN 编号 172

173 IEEE 802.1Q 标准 VLAN 标准 802.1Q 在 1998 年公布 802.1Q 必须解决的两个问题 : VLAN 必须有一个 VLAN 的 field 来标志 802.1Q 必须与 标准相兼容 数据帧的成帧工作由数据链路层完成, 即由 网卡完成, 但现有网卡不支持 802.1Q 173

174 802.3 协议包括 : 与 标准兼容 的帧长为 1518 Bytes M bps 的以太网协议 802.3u 100M bps 的快速以太网协议 802.3z 1000M bps 的千兆以太网协议 千兆以太网的网卡已支持 VLAN 可识别和生成帧长为 1522 Bytes 的帧 174

175 传统帧格式与 VLAN 兼容 对 VLAN 敏感 (aware) 的和不敏感的 交换机必须允许混合使用 VLAN 标志是供交换机 ( 网桥 ) 来识别该帧的源站点主机 属哪个 VLAN 目前使用的网卡基本都对 VLAN 不敏感, 即不允许帧长超 过 1518 Bytes: 既不能识别或也不能生成 VLAN 标志 如一个 VLAN 涉及多台交换机, 则在帧的传输中, 第一台 VLAN 敏感的交换机负责在帧格式中添加 VLAN 标志, 并 由最后一台交换机删除 VLAN 标志 175

176 VLAN 的标志 各主机所属 VLAN 由交换机识别, 送给主机的帧格式 中毋需添加 VLAN 标志 Server Switch Router 交换机端口编号 : Port: 0/1 ~ 0/4 Port: 1/1 ~ 1/8 Internet Building #1 Building #2 R-Net: 掩码为 B-Net: 掩码为

177 VLAN 的标志 ( 续 ) 两台交换机间要传输 VLAN 信息, 帧格式中必须包 含 VLAN 标志, 这就是 Trunk 功能 Internet Server1 Y-Net1: 掩码为 Server2 Switch Router Trunk B-Net2: 掩码为 R-Net3: 掩码为

178 第 4 章 介质访问子层 信道分配问题 多路访问协议 CSMA 以太网 数据链路层交换 无线局域网 178

179 无线局域网 无线局域网的组成 物理层 MAC 子层协议 179

180 的组网模式 定义了两种组网模式 Ad-Hoc 模式 Infrastructure 模式 基本服务集合 BSS 扩展服务集合 ESS 180

181 Ad-Hoc 模式 所有的移动站之间互相平等, 每个节点既是主机又是路由 器 Station Destination Station Station Station sourcest ation 181

182 的组网模式 定义了两种组网模式 Ad-Hoc 模式 Infrastructure 模式 基本服务集合 BSS 扩展服务集合 ESS 182

183 基本服务集 BSS Distribution System Server Basic Service Set Station Station Access Point Station 由一个基站和若干个移动站组成基站称为 AP 一个 BSS 覆盖的范围称为一个基本服 务区 BSA 一个 BSA 的范围可以有几十米的直径 183

184 的组网模式 定义了两种组网模式 Ad-Hoc 模式 Infrastructure 模式 基本服务集合 BSS 扩展服务集合 ESS 184

185 扩展服务集 ESS Extended Service Set Distribution System Server Basic Service Set Station Station Access Point Station Station Access Point Station Basic Service Set 185

186 扩展服务集合 ESS ESS:Extended Service Set 扩展服务集合由多个 BSS 通过一个分布式系统 DS(Distribution System) 互联而成, 就像一个逻辑上的局域网一般来说,DS 是一个有线主干局域网, 通常表现为以太网 BSS 之间的通信将通过 DS 实现,BSS 在 LLC 子层上相统一, 至此, 一个移动主机可以漫游在不同的 BSS 之间 186

187 无线局域网 无线局域网的组成 物理层 MAC 子层协议 187

188 标准中的物理层 : 制定于 1997 年 a: 制定于 1999 年 b: 制定于 1999 年 n:2008 年, Mbps ac:2012 年,1Gbps 188

189 物理层 FHSS 跳频扩频 : 使用 2.4G 的 ISM 频段 有 79 个信道供跳频使用, 每个频道带宽 1MHz 使用一个伪随机数发生器产生跳频序列 DSSS 直接序列扩频 : 也用 2.4G 的 ISM 频段 红外线 IR: 用于室内传送数据, 接入速率 1-2Mb/s 189

190 802.11a 的物理层 OFDM 正交频分多路复用 : 工作在 5GHz 频带, 可以使用的速率为 6,9,12,18,24,36,48, 56Mb/s OFDM 将信号分割成许多个窄的频段, 基于相移调制, 形成多个正交子信道, 将高速数据信号转换成并行的低速子数据流, 调制到在每个子信道上进行传输, 速度可以达到更高 190

191 802.11b 的物理层 HR-DSSS( 高速率的直接序列扩频 ) 使用工作在 2.4G 的 DSSS, 数据率为 5.5 或 11Mb/s 191

192 无线局域网 无线局域网的组成 物理层 MAC 子层协议 192

193 的 MAC 层协议栈 无争用服务 争用服务 点协调功能 PCF Point coordination function 分布协调功能 DCF CSMA/CA MAC Sublayer Infrared FHSS DSSS a OFDM b HR-DSSS g OFDM Physical Layer 193

194 分布式协调功能 Computer Networks cs.sjtu 10/11/17 DCF 模型中每个站点都是相互独立的, 没有主从关系, 如同在 Ethernet 中一样, 必须通过竞争获得信道 DCF 采用 CSMA/CA, 即带冲突避让的载波多路侦听 CSMA/CA:CSMA with Collision Avoidance 无线局域网为什么不能使用 CSMA/CD? CSMA/CD 要求每个站点在发送数据的同时还必须不间断地检测信道, 而在无线局域网的设备中要实现这个功能花费过大 即使发送端能够实现碰撞检测, 在接收端仍可能发生碰撞 194

195 信号发送半径 每个移动主机的发射功率有限, 其发出的信号只能使一定半径范围内的主机能够检测到, 从而存在两种错误的判断 信号发送半径引起的错误判断 1 信号发送半径引起的错误判断 2 195

196 信号发送半径引起的错误判断 1 A C 同时发数据给 B A 发送报文给 B, 但因 C 在 A 的信号范围之外,C 没有察 觉 A 的发射信号, 如果 C 同时也发报文给 B, 则会干扰 B 对 A 信号的接收 这个问题称为隐藏站点的问题 (Tnbm P268 Fig. 4-11a) A B C D Radio range 196

197 信号发送半径 每个移动主机的发射功率有限, 其发出的信号只能使一定半径范围内的机器能够检测到, 从而存在两种错误的判断 信号发送半径引起的错误判断 1 信号发送半径引起的错误判断 2 197

198 信号发送半径引起的错误判断 2 B 向 A 发数据影响 C 向 D 发数据 如果 B 正发送报文给 A,C 也暴露在 B 的发送信号范围之内, 如果此 时 C 希望发送报文给 D, 但由于 C 检测到信道上有信号, 就不会发送, 其实, 此时 C 发报文给 D 应该是没有问题的 这个问题称为暴露站 的问题 (Tnbm P268 Fig. 4-11b) A B C D Radio range 198

199 CSMA/CA Computer Networks cs.sjtu 10/11/17 任何站在完成发送后必须等待一段很短的时间才能发送下一帧, 这段时间称为帧间间隔 IFS(InterFrame Space) 间隔时间的长短取决于该站打算发送的帧类型 高优先级的帧等待时间短, 低优先级的帧等待时间长 争用 : 当信道从忙转为空闲时, 任何站在发送数据前, 都要采用二进制后退算法减少发生冲突的概率 与以太网不一样的是第 i 次后退是从 2 2+i 个时隙中选取一个 199

200 DIFS PIFS 媒体空闲 SIFS 发送第一帧 源站 SIFS 时间 有帧要发送 ACK 目的站 DIFS PIFS 争用窗口 时间 媒体忙 SIFS 发送下一帧 其他站 有帧要发送 时间 200

201 帧间间隔 IFS Computer Networks cs.sjtu 10/11/17 SIFS: 短帧间间隔, 长度为 28μs, 用来分隔一次对话的各帧 使用 SIFS 的帧类型有 ACK CTS 如果长的帧分片后的数据帧以及所有回答 AP 探寻的帧和在 PCF 方式下 AP 发出的任何帧 PIFS: 比 SIFS 长 为了在开始使用 PCF 方式时优先获得接入到媒体中 它的长度是 SIFS 加一个时隙, 为 78 μs DIFS: 最长的 IFS 用在 DCF 方式中发送数据帧和管理帧 长度为 PIFS 加一个时隙, 为 128 μs 201

202 虚拟载波侦听 源站将占用信道的时间 ( 包括发送确认的时间 ) 通知所有其他站, 使他们在这一段时间都停止发送 实现方式 : 源站将所需时间填入 MAC 帧的 持续时间 字段中, 其他站根据该字段值调整自己的网络分配向量 NAV NAV 指出需要多少时间才能使信道转为空闲 202

203 的 MAC 层协议栈 无争用服务 争用服务 点协调功能 PCF Point coordination function 分布协调功能 DCF CSMA/CA MAC Sublayer Infrared FHSS DSSS a OFDM b HR-DSSS g OFDM Physical Layer 203

204 点协调功能 PCF -- 对信道进行预约 Computer Networks cs.sjtu 10/11/17 源站 A 在发送数据前先发送一个控制帧 RTS( 请求发送 ), 它包括源地址 目的地 址和所需时间 若信道空闲, 目的站 B 发回一个控制帧 CTS( 允许发送 ) A 收到 CTS 后就可开始发送数据帧 204

205 其他站点的反应 A 的作用域 B 的作用域 C RTS A RTS CTS B CTS D RTS CTS E 205

206 其他站点的反应 C 能收到 RTS 但收不到 CTS, 因此在 A B 通信期间,C 也可以和其他站点通信, 而不会干扰 B 接收数据 D 收到 CTS, 因此 D 知道 B 将和 A 通信, 在这段时间内,D 不能发送数据 E 既能收到 RTS 又能收到 CTS, 因此在 A B 通信期间,E 不能和其他站点通信 206

207 碰撞的解决 当 B C 同时向 A 发 RTS 时, 将会发生碰撞 碰撞后将会采用二进制后退算法解决 207

208 PCF 的实现过程 DIFS SIFS SIFS SIFS RTS Data AB C CTS NAV ACK DIFS D NAV Time 争用窗口 Tnbm P297 Fig.4-27 使用 CSMA/CA 的虚拟信道侦听 208

209 第 4 章习题 Tnbm P338 #2 #5 #6 #19 #20 209