计算机网络课件与实验第四章

1、第四章介质子层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（broadcast channel）或多路信道（multiacs channel）中，所有站点共个传输信道，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（colli），导致数据发送。介质控制（MAC）解决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）（使用）控制 MAC（Medium Acs Control）。由于网络中使用的传输介质及拓扑结构的不同，使得介质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

2、信道分配的问题。控制子层来专门负责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，效率高。动态分配：异步时分多路复用。分为两种：随机（争用，contention）：只要有数据，就可直接发送，发生后再采取措施解决。适用于负载轻的网络，负载重时效率低。控制：发送站点必须先获得发送的权利，再发送数据，不会发生。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。4.2多路协议争用协议一：ALOHA协议 20世纪70年代，夏威夷大学

3、的ALOHA网通过无线广播信道将分散在各个岛屿上的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（Pure ALOHA）：时间是连续的，不需要时间同步。时隙ALOHA协议（Slotted ALOHA）：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；如果在规定时间内收到应答，则发送成功，否则，就重新发送该数据帧。接收方采用正向应答。发现，各个帧的长度相同，就可获得最大的吞吐量（送的数据帧的平均数量）。时间内能够成功发时隙ALOHA协议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

4、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。争用协议二：CSMA协议载波侦听多路（Carrier Sense Multiple Acs）协议中，各站点不是随意发送数据帧，而是先要一下信道，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”。常见的四种CSMA协议：1-坚持式CSMA（1-persistent CSMA）非坚持式CSMA（non-persistent）p-坚持式CSMA（p-persistent CSMA） 带有检测的CSMA（CSMA with ColliDetection）1-坚持式CSMA当一个站点要发送数据时，首先

5、信道，若信道忙，就坚持，一旦发现信，就等待一随机道空闲，就立即发送数据（发送数据的概率为1）。若发生时间，再重新开始信道。两种发生的可能： 信号传输的延迟造成的。 多个站点在到信道空闲时，同时发送。非坚持式CSMA当一个站点要发送数据时，首先信道，若信道忙，就随机等待一段时间后再开始信道（非坚持）；一旦发现信道空闲，就立即发送数据。p-坚持式CSMA用于时隙信道。当一个站点要发送数据时，首先信道，若信道忙则等到下个时间片再开始信道；若信道空闲便以概率p发送数据，而以概率q=1-p推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率。的概采

6、用坚持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。CSMA/CDCS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，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。一旦发生，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。竞争时间片的理解竞争时间片也叫检测时间。使用特殊的编码用于帧的最小长度限制。检测。较大的（长的信道）和短帧对的影响。无（coll

7、i-free）协议协议就是不会产生顾名思义无的协议。两种无协议：位图（bit-map）协议也叫比特映像协议二进制倒计数（binary countdown）协议也叫二进制地址相加协议位图协议假设有N个站点（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，预约过的站点按顺序进行发送，永不。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。对于低的站点，平均需等待

8、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

9、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（按各站点在发送到低位的顺序）。这些地址在信道上被按位相加（逻辑或）。地址时竞争。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lnN，每个站点为获得信道所需的额外开销也就是lnN，则其协议效率应为d(d+lnN)。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，采用一种虚拟站并轮换优先级的改进方案，可变，发送完数据的站

10、点将其地址降到最低0，其它低于该站点的站点都加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；而无荷时延迟特性差，但重负荷时信道效率高。协议在轻负将争用协议和无协议结合起来，在轻负荷时使用争用策略，而在重负荷时使用无策略，即有限争用协议。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：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

11、树（adaptive tree walk）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，则对其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。4.3IEEE 802标准与局域网IEEE于1980年2月成立了一个局域网标准化，叫作802，专门从事局域网标准的制定，其制定的一系列标准称作IEEE 802标准

12、。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，IEEE 802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（LLC，Logical Link Control）子层。控制（MAC）子层和逻辑链路控制 物理层和介质控制子层：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。

13、IEEE 802标准系列IEEEIEEEIEEEIEEEIEEEIEEEIEEE802.1A：概述及网络体系结构B：寻址、网络管理和网际互联：逻辑链路控制协议：CSMA/CD介质：令牌总线介质：令牌环介质控制方法和物理层技术规范（以太网）控制方法和物理层技术规范控制方法和物理层技术规范802.6：DQDB介质控制方法和物理层技术规范（MAN）IEEE 802标准系列图示802.1A 概述及体系结构802.1B 网际互联802.1B 寻址、管理802.4 MAC 802.4物理层802.3 MAC 802.3物理层802.6 MAC 802.6物理层802.5 MAC 802.5物理层802.2

14、 LLCIEEE 802.3标准的协议IEEE 802.3标准采用1-坚持式CSMA/CD协议： 当站点有数据发送时，先信道，若信道忙就重复信道空闲就立即发送数据。直到信道空闲，一旦 在发送数据时仍继续信道，若发生就终止数据发送（实际上会再发送4到6个字节的干扰串（jam），以便加强，使所有站点都能尽早发现，退出数据发送，这叫作强化措施（colliconsensus enforcement），等待一随机时间后，再重新尝试发送。IEEE 802.3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

15、太网）802.3 MAC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竞争时间片 2的计算：检测失败。2 = 2*(总的 DTE 延迟+总的 Repeater 延迟+总的 MAU 延迟+传输延迟)。二进制指数退避算法发生后随机等待时间的产生遵循二进制指数退避算法（binaryexponentiation backolgorithm），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0到2i-1中的随机之一。，在i次后，等待的时隙数为 达到10次后，随机等待的最大时

16、隙数就被固定在1023（210-1）。 16次后，宣布发送失败，进一步的恢复留待进行。IEEE 802.5令牌环（token ring）网令牌环工作原理站点通过环接口连到网上，数据在环上单方向。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利发送数据。不会发送。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。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性。802.5MAC帧结构有两种帧：令牌帧和数据帧。控制：T

17、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为经过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”，位站被置为“1”。站若发现为“1”，则从环上删除该帧。环上总是有且仅有一个站（monitor sion）用来管理全环，每个站点都可能成为站。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。IEEE 802.4令牌总线（token bus）网令牌总线网的工作原理所有站点在物理上挂在

18、一根总线上，逻辑上一个环（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。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）互联（网关，转发PDU）网桥的工作原理网桥是在LLC子层上-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

19、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。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（transparent bridge）源路由选择网桥（source routing bridge）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（promiscuous mode），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，该表属的输出线路。了网桥已知的所有目的站点所透明网桥通过逆向学习法（back