Chi通a-pub.coM 下载 第5章局域网 计算机局域网一般采用共享介质，这样可以节约局域网的造价。对于共享介质，关键问题 是当多个站点要同时访问介质时，如何进行控制，这就涉及到局域网的介质访问控制(Medium Access Control,MAC)协议。本章我们首先介绍局域网中的介质访问控制协议，然后介绍常用 的两种局域网：以太网和令牌环网，最后介绍局域网互连设备，即网桥。 5.1介质访问控制 正如我们在第2章所介绍的那样，对于单个信道的访问控制可以采用传统的频分多路复用技 术。如果网络中有N个用户，则可以将信道按频率划分成N个逻辑子信道，每个用户分配一个频 段。由于每个用户都有各自的频段，所以相互之间不会产生干扰。 频分多路复用(FOM)的技术在用户数目固定且每个用户通信量都较大时是一种比较简单 且有效的信道访问控制策略。然而对于用户数目经常变化且用户通信量也经常发生变化的局域 网来说，FDM存在一些问题。例如，对于前面提到的将信道划分为N个频段的情况，如果网络中 当前希望通信的用户数目少于W时，许多宝贵的频段资源就会被浪费：而如果有超过N个以上的 用户希望通信时，则其中的某些用户会因为没有分配到频段而不能进行通信，即使这时已分配 到频段的用户并没有通信需求，这些频段资源也不能被其他用户使用。 如果我们设法将网络用户的数目维持在N个左右，是否就可以使用静态FDM分配策略呢？答 案是否定的。下面我们通过一个简单的排队论计算来阐述这个问题。 假设信道的容量是C位/秒，其数据到达率为入帧秒，每帧长度服从指数分布，且帧的平均长 度为1/此特帧，则信道传输一帧的平均时间应为： T=MC-X 如果将单个信道划分为N个独立的子信道后，其中每个子信道的容量应为CW位/秒，每个 子信道的数据到达率为λ/N帧/秒，帧的平均长度仍为1/μ比特/帧，则此时传输一帧所需的时间 T为： H(CIN)-(.IN)HC-NT 由此可以看出，采用FDM分配策略将会导致传输一帧所需的时间为单个信道时的N倍。 同样的道理，对于时分多路复用(TDM)技术也会产生同样的问题。在TDM中，设信道的 使用时间被均匀分为N个时隙，每个用户静态地占用一个时隙。假如用户在规定的时隙内没有通 言，也将造成资源的浪费。 由此可见，传统的多路复用技术并不能有效地处理局域网中用户通信的突发性，因此我们 必须采用新的介质访问控制协议
下载 第5章 局域网 计算机局域网一般采用共享介质，这样可以节约局域网的造价。对于共享介质，关键问题 是当多个站点要同时访问介质时，如何进行控制，这就涉及到局域网的介质访问控制（ M e d i u m Access Control，M A C）协议。本章我们首先介绍局域网中的介质访问控制协议，然后介绍常用 的两种局域网：以太网和令牌环网，最后介绍局域网互连设备，即网桥。 5.1 介质访问控制 正如我们在第2章所介绍的那样，对于单个信道的访问控制可以采用传统的频分多路复用技 术。如果网络中有 N个用户，则可以将信道按频率划分成 N个逻辑子信道，每个用户分配一个频 段。由于每个用户都有各自的频段，所以相互之间不会产生干扰。 频分多路复用（ F O M）的技术在用户数目固定且每个用户通信量都较大时是一种比较简单 且有效的信道访问控制策略。然而对于用户数目经常变化且用户通信量也经常发生变化的局域 网来说，F D M存在一些问题。例如，对于前面提到的将信道划分为 N个频段的情况，如果网络中 当前希望通信的用户数目少于 N时，许多宝贵的频段资源就会被浪费；而如果有超过 N个以上的 用户希望通信时，则其中的某些用户会因为没有分配到频段而不能进行通信，即使这时已分配 到频段的用户并没有通信需求，这些频段资源也不能被其他用户使用。 如果我们设法将网络用户的数目维持在 N个左右，是否就可以使用静态 F D M分配策略呢？答 案是否定的。下面我们通过一个简单的排队论计算来阐述这个问题。 假设信道的容量是C位/秒，其数据到达率为 帧/秒，每帧长度服从指数分布，且帧的平均长 度为1 / µ比特帧，则信道传输一帧的平均时间T应为： 如果将单个信道划分为 N个独立的子信道后，其中每个子信道的容量应为 C/N位/秒，每个 子信道的数据到达率为 /N帧/秒，帧的平均长度仍为1 /µ比特/帧，则此时传输一帧所需的时间 TF D M为： 由此可以看出，采用F D M分配策略将会导致传输一帧所需的时间为单个信道时的 N倍。 同样的道理，对于时分多路复用（ T D M）技术也会产生同样的问题。在 T D M中，设信道的 使用时间被均匀分为N个时隙，每个用户静态地占用一个时隙。假如用户在规定的时隙内没有通 信，也将造成资源的浪费。 由此可见，传统的多路复用技术并不能有效地处理局域网中用户通信的突发性，因此我们 必须采用新的介质访问控制协议。 TFDM = 1 (C /N)- ( / N) = N C- = NT T = 1 C-
68 第二部分底层物理网络 China-pub.c 下载 5.1.1 ALOHA协议 ALOHA协议是20世纪70年代在夏威夷大学由Norman Abramson.及其同事发明的，目的是为 了解决地面无线电广播信道的争用问题。ALOHA协议分为纯ALOHA和分槽ALOHA两种。 1纯ALOHA ALOHA协议的思想很简单，只要用户有数据要发送，就尽管让他们发送。当然，这样会产 生冲突从而造成帧的破坏。但是，由于广播信道具有反馈性，因此发送方可以在发送数据的过 程中进行冲突检测，将接收到的数据与缓冲区的数据进行比较，就可以知道数据帧是否遭到破 坏。同样的道理，其他用户也是按照此过程工作。如果发送方知道数据帧遭到破坏（即检测到 冲突)，那么它可以等待一段随机长的时间后重发该帧。对于局域网LAN,反馈信息很快就可以 得到；而对于卫星网，发送方要在270ms后才能确认数据发送是否成功。通过研究证明，纯 ALOHA协议的信道利用率最大不超过18%(1/2e)。 2.分槽ALOHA 1972年，Roberts发明了一种能把信道利用率提高一倍的信道分配策略，即分槽ALOHA协议。 他的思想是用时钟来统一用户的数据发送。办法是将时间分为离散的时间片，用户每次必须等 到下一个时间片才能开始发送数据，从而避免了用户发送数据的随意性，减少了数据产生冲突 的可能性，提高了信道的利用率。在分槽ALOHA系统中，计算机并不是在用户按下回车键后就 立即发送数据，而是要等到下一个时间片开始时才发送。这样，连续的纯ALOHA就变成离散的 分槽ALOHA。由于冲突的危险区平均减少为纯ALOHA的一半，因此分槽ALOHA的信道利用率 可以达到36%(1/e),是纯ALOHA协议的两倍。但对于分槽ALOHA,用户数据的平均传输时间 要高于纯ALOHA系统。 5.1.2CSMA协议 分槽ALOHA协议的最大信道利用率仅为I/e,而纯ALOHA协议的信道利用率为I/2e,这 点并不奇怪。原因是上述的ALOHA协议中，各站点在发送数据时从不考虑其他站点是否已经在 发送数据，这样当然会引起许多冲突。由于在局域网中，一个站点可以检测到其他站点在干什 么，从而也就可以相应地调整自己的动作，这样的协议可以大大提高信道的利用率。 对于站点在发送数据前进行载波侦听，然后再采取相应动作的协议，人们称其为载波侦听 多路访问(Carrier Sense Multiple Access,CSMA)协议。CSMA协议有几种类型，我们将分别 进行讨论。 I.-坚持CSMA(1-persistent CSMA) I-坚持CSMA协议的工作过程是：某站点要发送数据时，它首先侦听信道，看看是否有其 他站点正在发送数据。如果信道空闲，该站点立即发送数据；如果信道忙，该站点继续侦听信 道直到信道变为空闲，然后发送数据；之所以称其为1-坚持CSMA,是因为站点一旦发现信道 空闲，将以概率1发送数据。 2.非坚持CSMA(nonpersistent CSMA) 对于非坚持CSMA协议，站点比较“理智”，不像1-坚持CSMA协议那样“贪婪”。同样的道
5.1.1 ALOHA协议 A L O H A协议是2 0世纪7 0年代在夏威夷大学由 Norman Abramson及其同事发明的，目的是为 了解决地面无线电广播信道的争用问题。 A L O H A协议分为纯A L O H A和分槽A L O H A两种。 1. 纯A L O H A A L O H A协议的思想很简单，只要用户有数据要发送，就尽管让他们发送。当然，这样会产 生冲突从而造成帧的破坏。但是，由于广播信道具有反馈性，因此发送方可以在发送数据的过 程中进行冲突检测，将接收到的数据与缓冲区的数据进行比较，就可以知道数据帧是否遭到破 坏。同样的道理，其他用户也是按照此过程工作。如果发送方知道数据帧遭到破坏（即检测到 冲突），那么它可以等待一段随机长的时间后重发该帧。对于局域网 L A N，反馈信息很快就可以 得到；而对于卫星网，发送方要在 2 7 0 m s后才能确认数据发送是否成功。通过研究证明，纯 A L O H A协议的信道利用率最大不超过 1 8 %（1 / 2e）。 2. 分槽A L O H A 1 9 7 2年，R o b e r t s发明了一种能把信道利用率提高一倍的信道分配策略，即分槽 A L O H A协议。 他的思想是用时钟来统一用户的数据发送。办法是将时间分为离散的时间片，用户每次必须等 到下一个时间片才能开始发送数据，从而避免了用户发送数据的随意性，减少了数据产生冲突 的可能性，提高了信道的利用率。在分槽 A L O H A系统中，计算机并不是在用户按下回车键后就 立即发送数据，而是要等到下一个时间片开始时才发送。这样，连续的纯 A L O H A就变成离散的 分槽A L O H A。由于冲突的危险区平均减少为纯 A L O H A的一半，因此分槽A L O H A的信道利用率 可以达到3 6 %（1 /e），是纯A L O H A协议的两倍。但对于分槽 A L O H A，用户数据的平均传输时间 要高于纯A L O H A系统。 5.1.2 CSMA协议 分槽A L O H A协议的最大信道利用率仅为 1 /e，而纯A L O H A协议的信道利用率为 1 / 2e，这一 点并不奇怪。原因是上述的 A L O H A协议中，各站点在发送数据时从不考虑其他站点是否已经在 发送数据，这样当然会引起许多冲突。由于在局域网中，一个站点可以检测到其他站点在干什 么，从而也就可以相应地调整自己的动作，这样的协议可以大大提高信道的利用率。 对于站点在发送数据前进行载波侦听，然后再采取相应动作的协议，人们称其为载波侦听 多路访问（Carrier Sense Multiple Access，C S M A）协议。C S M A协议有几种类型，我们将分别 进行讨论。 1. 1-坚持C S M A（1-persistent CSMA） 1-坚持C S M A协议的工作过程是：某站点要发送数据时，它首先侦听信道，看看是否有其 他站点正在发送数据。如果信道空闲，该站点立即发送数据；如果信道忙，该站点继续侦听信 道直到信道变为空闲，然后发送数据；之所以称其为 1-坚持C S M A，是因为站点一旦发现信道 空闲，将以概率1发送数据。 2. 非坚持C S M A（nonpersistent CSMA） 对于非坚持C S M A协议，站点比较“理智”，不像1-坚持C S M A协议那样“贪婪”。同样的道 68第第第二部分第底层物理网络 下载
Ci道apub:coM 第5章局城网 69 下载 理，站点在发送数据之前要侦听信道。如果信道空闲，立即发送数据；如果信道忙，站点不再 继续侦听信道，而是等待一个随机长的时间后，再重复上述过程。定性分析一下，就可以知道 非坚持CSMA协议的信道利用率会比1-坚持CSMA好一些，但数据传输时间可能会长一些。 3.p-坚持CSMA(p-persistent CSMA) P-坚持CSMA主要是用于分槽ALOHA。其基本工作原理是，一个站点在发送数据之前，首 先侦听信道。如果信道空闲，便以概率p发送数据，以概率1-p把数据发送推迟到下一个时间 片：如果下一个时间片信道仍然空闲，便再次以概率p发送数据，以概率1-将其推迟到下下 个时间片。此过程一直重复，直到将数据发送出去或是其他站点开始发送数据。如果该站点 开始侦听信道就发现信道忙，那么它就等到下一个时间片继续侦听信道，然后重复上述过程。 在上述三个协议中，都要求站点在发送数据之前侦听信道，并且只有在信道空闲时才有可 能发送数据。但即便如此，仍然存在发生冲突的可能。考虑下面的例子：假设某站点已经在发 送数据，但由于信道的传播延迟，它的数据信号还未到达另外一个站点，而另外一个站点此时 正好要发送数据，则它侦听到信道处于空闲状态，也开始发送数据从而导致冲突。一般来说 信道的传播延迟越长，协议的性能越差。 5.1.3CSMA/CD协议 I-坚持和非坚持CSMA协议都是对ALOHA协议的改进，CSMA协议要求站点在发送数据之 前先侦听信道。如果信道空闲，站点就可以发送数据：如果信道忙，站点则不能发送数据。我 们还可以对CSMA协议作进一步的改进，要求站点在发送数据过程中进行冲突检测，而一旦检测 到冲突立即停止发送数据。这样的协议被称为带冲突检测的载波侦听多路访问协议，即 CSMA/CD Carrier Sense Multiple Access with Collision Detection CSMA/CD协议的工作原理是：某站点想要发送数据，必须首先侦听信道。如果信道空闲 立即发送数据并进行冲突检测；如果信道忙，继续侦听信道，直到信道变为空闲，才继续发送 数据并进行冲突检测。如果站点在发送数据过程中检测到冲突，它将立即停止发送数据并等待 个随机长的时间，重复上述过程。 下面仔细研究一下CSMA/CD协议。假设某个站点正好同时在t0处开始发送数据，那么站点 需要多长时间后才能发现冲突？检测到冲突的最短时间应该是信号从一个站点传输到另一个站 点所需的时间。 基于上述推理，读者可能会认为，假设某站点从开始发送数据起的整个电缆传输时间内未 检测到冲突，就可以确认自已“抓住”了电缆。所谓“抓住”指的是其他站点知道该站点在使 用电缆，因而不会干扰该站点的数据传输。实际上这个推断是错误的。考虑图5-1所给出的一种 最坏的情况。 在图5-1中，A、B两个站点的传播延迟是t。假设在0时刻，站点A开始发送数据，经过T-E 后（即信号快到达最远站点B之前），由于A站点发送的数据信号还未到达B站点，因此B站点侦 听信道时认为信道是空闲的，B也发送数据。当然，B站点很快检测到冲突而取消数据发送，而 站点A则要等到2π时刻后才能检测到冲突。也就是说，对于该模型中的站点，必须在经过2π时 间内都没有检测到冲突时，才能确定该站点“抓住”信道。我们一般把2红称为“冲突窗口
理，站点在发送数据之前要侦听信道。如果信道空闲，立即发送数据；如果信道忙，站点不再 继续侦听信道，而是等待一个随机长的时间后，再重复上述过程。定性分析一下，就可以知道 非坚持C S M A协议的信道利用率会比1-坚持C S M A好一些，但数据传输时间可能会长一些。 3. p-坚持C S M A（p-persistent CSMA） p-坚持C S M A主要是用于分槽A L O H A。其基本工作原理是，一个站点在发送数据之前，首 先侦听信道。如果信道空闲，便以概率 p发送数据，以概率 1-p把数据发送推迟到下一个时间 片；如果下一个时间片信道仍然空闲，便再次以概率 p发送数据，以概率 1-p将其推迟到下下一 个时间片。此过程一直重复，直到将数据发送出去或是其他站点开始发送数据。如果该站点一 开始侦听信道就发现信道忙，那么它就等到下一个时间片继续侦听信道，然后重复上述过程。 在上述三个协议中，都要求站点在发送数据之前侦听信道，并且只有在信道空闲时才有可 能发送数据。但即便如此，仍然存在发生冲突的可能。考虑下面的例子：假设某站点已经在发 送数据，但由于信道的传播延迟，它的数据信号还未到达另外一个站点，而另外一个站点此时 正好要发送数据，则它侦听到信道处于空闲状态，也开始发送数据从而导致冲突。一般来说， 信道的传播延迟越长，协议的性能越差。 5.1.3 CSMA/CD协议 1-坚持和非坚持C S M A协议都是对A L O H A协议的改进，C S M A协议要求站点在发送数据之 前先侦听信道。如果信道空闲，站点就可以发送数据；如果信道忙，站点则不能发送数据。我 们还可以对C S M A协议作进一步的改进，要求站点在发送数据过程中进行冲突检测，而一旦检测 到冲突立即停止发送数据。这样的协议被称为带冲突检测的载波侦听多路访问协议，即 C S M A / C D（Carrier Sense Multiple Access with Collision Detection）协议。 C S M A / C D协议的工作原理是：某站点想要发送数据，必须首先侦听信道。如果信道空闲， 立即发送数据并进行冲突检测；如果信道忙，继续侦听信道，直到信道变为空闲，才继续发送 数据并进行冲突检测。如果站点在发送数据过程中检测到冲突，它将立即停止发送数据并等待 一个随机长的时间，重复上述过程。 下面仔细研究一下 C S M A / C D协议。假设某个站点正好同时在 t 0处开始发送数据，那么站点 需要多长时间后才能发现冲突？检测到冲突的最短时间应该是信号从一个站点传输到另一个站 点所需的时间。 基于上述推理，读者可能会认为，假设某站点从开始发送数据起的整个电缆传输时间内未 检测到冲突，就可以确认自己“抓住”了电缆。所谓“抓住”指的是其他站点知道该站点在使 用电缆，因而不会干扰该站点的数据传输。实际上这个推断是错误的。考虑图 5 - 1所给出的一种 最坏的情况。 在图5 - 1中，A、B两个站点的传播延迟是 。假设在0时刻，站点 A开始发送数据，经过 - 后（即信号快到达最远站点 B之前），由于A站点发送的数据信号还未到达 B站点，因此B站点侦 听信道时认为信道是空闲的， B也发送数据。当然， B站点很快检测到冲突而取消数据发送，而 站点A则要等到2 时刻后才能检测到冲突。也就是说，对于该模型中的站点，必须在经过 2 时 间内都没有检测到冲突时，才能确定该站点“抓住”信道。我们一般把 2 称为“冲突窗口”。 第5章第局 域 网第第6 9 下载
70 第二部分底层物理网络 China-pub.co 下载 CSMA/CD是个很重要的协议，我们将在IEEE8O2.3国际标准中加以重点讨论。其他的多路访问 协议如令牌传递机制，我们将在后面介绍具体的局域网技术时加以介绍。 囚 0时刻 回 一e时刻 a)O时刻A发送数据 b)-e时刻B发送数据 2红时刻 A CT时刻A,B发送数据 d2r时刻A发送数据 图5-1冲突检测时间 为了便于下面内容的学习，我们先简单介绍一下1EEE802系列标准。随着局域网的广泛使 用和各种局域网产品的增加，标准化问题愈加显得重要。国际电工电气委员会EEE下设的802委 员会在局域网LAN的标准制定方面做了卓有成效的工作，它们制定了IEEE802标准，有时也称 为局域网参考模型。其中包括CSMA/CD、令牌总线和令牌环网等底层网络协议。这些标准在物 理层和MAC层上有所不同，但在数据链路层上是兼容的，如图5-2所示。 1EEE802.1 数据链 IEEE 802.2 路层 逻辑链路控制子层 IEEE 802.4 EEE802.5 理 CSMA/CD 令牌总线 令牌环网 图5-2IEEE802局域网参考模型 IEEE802标准已经被ISO接收为国际标准，编号为IS08802。IEEE802标准分成几个部分： 802.1主要介绍局域网体系结构、局域网互联和管理；802.2描述了数据链路层的上部，它使用逻 辑链路控制(Logical Link Control,LLC)协议；802.3、802.4和802.5分别描述了3种局域网标 准（以太网、令牌总线和令牌环网）。下面我们将介绍其中最重要的两种
C S M A / C D是个很重要的协议，我们将在 IEEE 802.3国际标准中加以重点讨论。其他的多路访问 协议如令牌传递机制，我们将在后面介绍具体的局域网技术时加以介绍。 图5-1 冲突检测时间 为了便于下面内容的学习，我们先简单介绍一下 IEEE 802系列标准。随着局域网的广泛使 用和各种局域网产品的增加，标准化问题愈加显得重要。国际电工电气委员会 I E E E下设的8 0 2委 员会在局域网L A N的标准制定方面做了卓有成效的工作，它们制定了 IEEE 802标准，有时也称 为局域网参考模型。其中包括 C S M A / C D、令牌总线和令牌环网等底层网络协议。这些标准在物 理层和M A C层上有所不同，但在数据链路层上是兼容的，如图 5 - 2所示。 图5-2 IEEE 802局域网参考模型 IEEE 802标准已经被I S O接收为国际标准，编号为 ISO 8802。IEEE 802标准分成几个部分： 8 0 2 . 1主要介绍局域网体系结构、局域网互联和管理； 8 0 2 . 2描述了数据链路层的上部，它使用逻 辑链路控制（Logical Link Control，L L C）协议；8 0 2 . 3、8 0 2 . 4和8 0 2 . 5分别描述了3种局域网标 准（以太网、令牌总线和令牌环网）。下面我们将介绍其中最重要的两种。 70第第第二部分第底层物理网络 下载 0时刻 a) 0时刻A发送数据 b) - 时刻B发送数据 c) 时刻A、B发送数据 d) 2 时刻A发送数据 A A A A B B B B - 时刻 2 时刻 IEEE 802.1 IEEE 802.2 逻辑链路控制子层 IEEE 802.3 CSMA/CD IEEE 802.4 令牌总线 IEEE 802.5 令牌环网 数据链 路层 物理层
Chi山a-pub.c0M 第5章局城网 71 下载 5.2以太网和1EEE802.3 以太网(Ethernet)是一种总线式局域网，以基带同轴电缆作为传输介质，采用CSMA/CD 协议，如图5-3所示。 口 口 同轴电缆 以太网最早来源于Xerox公司著名的PARC (Palo Alto Research Center)研究中心于1973年 建造的第1个2.94Mbps的CSMA/CD系统，该系 工作站 统可以在14米的电缆上连接100多个个人工作站。 Xerox公司建造的以太网是如此的成功，于 图53以太网拓扑结构 是Xerox、DEC和Intel公司于1980年联合起草了以太网标准，并于1982年发表了第2版本的以太 网标准。1985年，EEE802委员会吸收以太网为EEE802.3标准，并对其进行了修改。以太网标 准和IEEE802.3标准的主要区别是：以太网标准只描述了使用50Q同轴电缆、数据传输率为 10Mbps的的总线局域网，而且以太网标准包括ISO数据链路层和物理层的全部内容；而 IEEE802.3标准描述了运行在各种介质上的、数据传输率从1Mbps~10Mbps的所有采用 CSMA/CD协议的局域网，而且IEEE802.3标准只定义了ISO参考模型中的数据链路层的一个子层 (即介质访问控制MAC子层)和物理层，而数据链路层的逻辑链路控制LLC子层由IEEE802.2描 述。另外，以太网和IEEE802.3在帧格式上有所不同，我们将在介绍1EEE802.3帧格式时加以说 明。下面我们主要是针对EEE802.3标准展开讨论。 5.2.1物理层标准 IEEE802.3支持不同的物理层标准，而这些不同的物理层标准意味着IEEE802.3可以使用不 同的物理介质和物理层接口。1EEE802.3的不同物理层标准如表5-1所示。 表5-1EEE802.3物理层标准 名称 介质 最大长度段 工作站数目段 特点 10Base5 粗同轴电缆 500m 100 适合于主干 10Rase? 细同轴电缆 200m 30 低度的网络 10Base-T 双饺线 100m 24 易于安装和维护 1OBase-F 光纤 2000m 1024 远程工作站连接 第1种电缆是10Base5,我们俗称为“粗以太电缆”。10Base电缆类似于一个黄色的花园用水 管，每隔2.5米有一个标记，标明是分接头插入处。工作站通过收发器电缆和收发器上的分接头 连入粗以太电缆。收发器牢牢地夹在电缆上，使得触针能够接触到电缆的内芯。收发器内部有 电子线路用于载波侦听和冲突检测。当检测到冲突时，收发器就在电缆上产生一个特殊的无效 信号，确保其他收发器也能尽快知道产生了冲突。 收发器电缆将收发器与网络接口板连起来。收发器电缆的最大长度为50m 。由带内右4对屏 蔽双绞线，其中2对分别用于数据的输人和输出，1对用于冲突指示，另1对用于向收发器供电。 设置冲突指示线对是为了能在收发器中识别冲突，因为网络接口板从输入数据线中检测冲突较 为困难。以太网收发器电缆连接器的引脚分配如表5-2所示
5.2 以太网和IEEE 802.3 以太网（E t h e r n e t）是一种总线式局域网，以基带同轴电缆作为传输介质，采用 C S M A / C D 协议，如图5 - 3所示。 以太网最早来源于 X e r o x公司著名的 PA R C （Palo Alto Research Center）研究中心于1 9 7 3年 建造的第1个2 . 9 4 M b p s的C S M A / C D系统，该系 统可以在1 4米的电缆上连接1 0 0多个个人工作站。 X e r o x公司建造的以太网是如此的成功，于 是X e r o x、D E C和I n t e l公司于1 9 8 0年联合起草了以太网标准，并于 1 9 8 2年发表了第2版本的以太 网标准。1 9 8 5年，I E E E 8 0 2委员会吸收以太网为 I E E E 8 0 2 . 3标准，并对其进行了修改。以太网标 准和I E E E 8 0 2 . 3标准的主要区别是：以太网标准只描述了使用 5 0 W同轴电缆、数据传输率为 1 0 M b p s的的总线局域网，而且以太网标准包括 I S O数据链路层和物理层的全部内容；而 I E E E 8 0 2 . 3标准描述了运行在各种介质上的、数据传输率从 1 M b p s～1 0 M b p s的所有采用 C S M A / C D协议的局域网，而且I E E E 8 0 2 . 3标准只定义了I S O参考模型中的数据链路层的一个子层 （即介质访问控制 M A C子层）和物理层，而数据链路层的逻辑链路控制 L L C子层由I E E E 8 0 2 . 2描 述。另外，以太网和 I E E E 8 0 2 . 3在帧格式上有所不同，我们将在介绍 I E E E 8 0 2 . 3帧格式时加以说 明。下面我们主要是针对I E E E 8 0 2 . 3标准展开讨论。 5.2.1 物理层标准 I E E E 8 0 2 . 3支持不同的物理层标准，而这些不同的物理层标准意味着 I E E E 8 0 2 . 3可以使用不 同的物理介质和物理层接口。 I E E E 8 0 2 . 3的不同物理层标准如表5 - 1所示。 表5-1 IEEE802.3物理层标准 名 称 介 质 最大长度/段 工作站数目/段 特 点 1 0 B a s e 5 粗同轴电缆 5 0 0 m 1 0 0 适合于主干 1 0 B a s e 2 细同轴电缆 2 0 0 m 3 0 低廉的网络 1 0 B a s e - T 双绞线 1 0 0 m 1 0 2 4 易于安装和维护 1 0 B a s e - F 光纤 2 0 0 0 m 1 0 2 4 远程工作站连接 第1种电缆是1 0 B a s e 5，我们俗称为“粗以太电缆”。1 0 B a s e电缆类似于一个黄色的花园用水 管，每隔2 . 5米有一个标记，标明是分接头插入处。工作站通过收发器电缆和收发器上的分接头 连入粗以太电缆。收发器牢牢地夹在电缆上，使得触针能够接触到电缆的内芯。收发器内部有 电子线路用于载波侦听和冲突检测。当检测到冲突时，收发器就在电缆上产生一个特殊的无效 信号，确保其他收发器也能尽快知道产生了冲突。 收发器电缆将收发器与网络接口板连起来。收发器电缆的最大长度为 5 0 m，电缆内有4对屏 蔽双绞线，其中 2对分别用于数据的输入和输出， 1对用于冲突指示，另 1对用于向收发器供电。 设置冲突指示线对是为了能在收发器中识别冲突，因为网络接口板从输入数据线中检测冲突较 为困难。以太网收发器电缆连接器的引脚分配如表 5 - 2所示。 第5章第局 域 网第第7 1 下载 同轴电缆 工作站 图5-3 以太网拓扑结构