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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
度为1 / μ比特帧，则信道传输一帧的平均时间T应为：

帧/秒，每帧长度服从指数分布，且帧的平均长
1

T =

C -
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
T 为：
F D M

1 N

TFDM = == NT

(C / N )- (
/ N)
C -
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。

68 第二部分底层物理网络
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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

第5章局域网

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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”。

70 第二部分底层物理网络
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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。

0时刻
a) 0时刻A发送数据b) - 时刻B发送数据
d) 2 时刻A发送数据c) 时刻A、B发送数据
A
A
A
A
B
B
B
B
- 时刻
2 时刻
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。

IEEE 802.1

数据链IEEE 802.2
路层逻辑链路控制子
层

IEEE 802.3 IEEE 802.4 IEEE 802.5
物理层
CSMA/CD 令牌总线令牌环网

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。

第5章局域网

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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。
同轴电缆
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，该系工作站
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，于图5-3 以太网拓扑结构
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 0W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
1 0 B a s e 2
1 0 B a s e - T
1 0 B a s e - F
粗同轴电缆
细同轴电缆
双绞线
光纤
5 0 0 m
2 0 0 m
1 0 0 m
2 0 0 0 m
1 0 0
3 0
1 0 2 4
1 0 2 4
适合于主干
低廉的网络
易于安装和维护
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。

72 第二部分底层物理网络
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表5-2 收发器电缆连接器引脚分配

引脚信号引脚信号引脚信号
1
2
3
4
5
屏蔽地
冲突指示＋
发送数据＋
保留
接收数据＋
6
7
8
9
1 0
电源地
保留
保留
冲突指示
发送数据
11
1 2
1 3
1 4
1 5
保留
接收数据
电源
保留
保留

第2种电缆是1 0 B a s e 2，或称之为“细以太电缆”。细以太电缆采用工业标准的B N C连接器组
成T型接头，因而比较灵活、可靠。细以太电缆价格低廉、安装方便，但是它覆盖的范围只有
2 0 0 m，而且每段电缆内只能连接3 0台机器。网络接口板通过一个无源的BNC T型头与电缆直接
相连，不需要收发器电缆，收发控制电路在网络接口板上。

对于上述两种电缆，都存在电缆断裂、插入式分接头损坏或插接头松动的潜在隐患。我们
可以采用一种称为时域反射测量（time domain reflectometry）的技术，其基本工作原理是：首
先向电缆输入一个已知形状的脉冲，如果它受到阻碍或达到电缆尽头，就会返回一个回波，仔
细测量发送脉冲和回波到达之间的间隔，就可以确定回波的发源处。

为了更好地解决电缆故障的问题，现在广泛采用一种新的接线方式，即将所有的站点通过
双绞线连接到中心集线器（H u b）上，构成星型结构，这种方式被称作1 0 B a s e - T。1 0 B a s e - T的结
构使得网络结点的加入和移去都变得十分简单，对电缆故障的检测也非常容易。1 0 B a s e - T的缺
点是它的电缆长度为距离集线器1 0 0 m。尽管如此，由于1 0 B a s e - T易于维护，它的应用越来越广。
图5 - 4给出了上述3种连接方式的图解。I E E E 8 0 2 . 3的第4种电缆连接方式是1 0 B a s e - F，它采用光纤
介质。1 0 B a s e - F具有很好的抗干扰性，常常用于远程办公室或工作站的连接，但1 0 B a s e - F的的连
接器和终端匹配器价格比较昂贵。

网络接口板

网络接口板

网络接口板双绞线

收发器电
缆
分接
头

收发器连接器集线器

a) 10Base5 b) 10Base2 c) 10Base-T

图5-4 IEEE802.3 的三种接线方式

图5 - 5给出了1 0 B a s e 5网络的一个连接示意图，其中图5 - 5 a表示电缆长度小于5 0 0 m的情形；
图5 - 5 b表示当网络覆盖的距离超过5 0 0 m时可以用中继器（r e p e a t o r）加以扩充。中继器是一个物

第5章局域网

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理层设备，它能够双向接收并放大信号。对于C S M A / C D协议来说，用中继器连接起来的一系列
电缆段同单根电缆并无区别（除了中继器产生一些延迟外）。一个IEEE802.3 系统可以同时有多
个电缆段和多个中继器。但1 0 B a s e 5规定，任意两个收发器的距离不能超过2 . 5 k m，即任意两个
收发器之间中继器的个数不能超过4个。

同轴电缆分接头

端接器

收发器

网卡工作站

a) 单段电缆的10Base 5

段1 段2

中继器

b) 有中继器的10Base 5

图5-5 IEEE802.3 10Base5连接示意图

I E E E 8 0 2 . 3在电缆上传输的信号采用曼彻斯特编码。其编码规则为，每个数据单元分割为等
宽的两部分：电平由低到高时表示“1”，由高到低时表示“0”。曼彻斯特编码将时钟与数据组
合在一起，接收方可以从接收到的数据中提取时钟信号以取得与发送方时钟的同步。另外，曼
彻斯特编码保证每个数据单元至少有一个跳变，可以用它来区分电缆的工作状态和空闲状态，
便于实现载波侦听。同样的道理，曼彻斯特编码也能适合冲突检测。

5.2.2 MAC协议
IEEE802.3 MAC 子层协议包括帧格式和C S M A / C D协议两部分，下面我们主要介绍
I E E E 8 0 2 . 3帧格式并对C S M A / C D协议的某些内容加以讨论。

1. 帧格式
I E E E 8 0 2 . 3的帧格式如图5 - 6所示。8 0 2 . 3的帧由八部分组成：前导符、起始符、目的地址、
源地址、长度、数据、PA D 和C R C校验码。其发送顺序是从前导符开始发送，每个字节从最低
开始发送。

7166 20～1500 0～46 4 字节

前导符起始符目的地址源地址长度数据PAD CRC
图5-6 IEEE802.3帧格式

74 第二部分底层物理网络
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前导符是7个字节的1 0 1 0 1 0 1 0。前导符字段的曼彻斯特编码会产生1 0 M H z、持续5 . 6 μ s 的方

波，便于接收方的接收时钟与发送方的发送时钟进行同步。
起始符为1 0 1 0 1 0 11 ，标志着一帧的开始。
目的地址共4 8位，指示接收站点。最高位为“0”时表示唯一地址或单播地址（u n i c a s t

a d d r e s s）；最高位为“1”时表示组地址或组播地址（multicast address）；全“1”时为广播地
址（broadcast address）。

8 0 2 . 3采用长地址是出于所谓“全球唯一地址”的编址策略，即所有8 0 2 . 3网络中的工作站网
卡的物理地址都互不相同（共有247 ，即超过一百万亿个地址），从而使得工作站在不同网络之
间移动时无需改变地址。另外，在网络互连后，唯一地址还有利于跨网寻址。在X e r o x公司设有
一个专门负责分配这一百万亿个地址的机构。
8 0 2 . 3的源地址也是4 8位，它必须是一个唯一地址，也就是说源地址的最高位必须为“0”。
长度字段用于指明数据段中的字节数，其值为0 ~ 1 5 0 0。数据段是用户要发送的数据。0字节
数据是合法的，但这会引起麻烦。如前所述，C S M A / C D协议有一个冲突窗口，如果发送方在发
送时间达到冲突窗口宽度后仍然没有检测到冲突，则认为它已经“抓住”了信道，可以无冲突
地将数据发送完毕。但若一个完整帧的发送时间小于冲突窗口宽度，则发送方由于没有数据发
送将无法检测到是否有冲突（C S M A / C D要求边发送边进行冲突检测）。其结果是，产生冲突的
数据帧不能被C S M A / C D协议检测到并重新发送，而要靠高层软件加以处理，这将极大地延长发
送时间。另一方面，限制最小帧长度后，若接收方接收到一个短于最小帧长度的帧，即可判定
其是冲突碎片，无须再去判定其C R C，直接将其丢弃。

对于I E E E 8 0 2 . 3，两个站点的最远距离不超过2 5 0 0 m，由4个中继器连接而成，其冲突窗口为

5 1 . 2 μ s （2倍电缆传播延迟加上4个中继器的双向延迟）.对于1 0 M b p s的I E E E 8 0 2 . 3来说，这个时
间等于发送6 4字节，即5 1 2位的时间，6 4字节就是由此而来的。
随着网络速度的提高，相应地必须增大最小帧长度或缩小电缆最大长度。当8 0 2 . 3网络的速
度提高到1 0 0 M b p s时，如果最大的电缆长度仍然为2 5 0 0 m，则最小帧长度必须为6 4 0字节，如果
要维持最小帧长度不变（与1 0 M b p s的8 0 2 . 3相兼容），则必须限制两个站点的最大电缆长度为
2 5 0 m。当网络速度提高到1 G b p s时，既维持站点之间的最大距离为2 5 0 0 m，又要求最小帧长度应
达到6 4 0 0字节，或既维持6 4字节的最小帧长度，又限制两个站点之间的最大距离为2 5 m，都将
使网络不堪忍受。实际情况是，在千兆位以太网中，做了一些处理，一方面使之与1 0 M b p s和
1 0 0 M b p s的以太网兼容，同时又使网络中站点之间的最大距离仍保持在2 5 0 m的可用范围之内。

PA D 字段用于数据填充。当用户数据不足4 6字节时，要求将用户数据凑足4 6字节，以保证
I E E E 8 0 2 . 3的帧长度不小于6 4字节（1 4字节帧头+ 4 6字节数据+ 4字节C R C）。

I E E E 8 0 2 . 3的最大帧长度是1 5 1 8字节（1 4字节帧头+ 1 5 0 0字节数据+ 4字节C R C）。为应用方便，
一般不限制最大帧长度。将用户报文一次性发送完，既节省软件开销，又可提高网络利用率。
特别是像8 0 2 . 3这样的竞争型网络，帧越短，为发送一次数据所需的竞争次数越多，冲突碎片所
占用的网络带宽也就越大。理论分析与实际测量结果都表明，数据帧越长，网络的有效利用率
就越高。然而帧长度还受另外两个因素限制：一是网络平均响应时间，帧越长，一次占用信道
的时间越长，其他结点等待发送所需要的时间也就越长；二是缓冲区的限制，考虑到典型环境

第5章局域网

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下报文长度多在5 0 0～2 0 0 0字节之间，故8 0 2 . 3标准选取最大帧长度为1 5 1 8字节（其中1 5 0 0字节

为用户数据）。

最后一个字段是3 2位的C R C校验码，其生成多项式为：G（X）= X32 + X26 + X23 + X22 + X16 +

X11 + X 10 + X8 + X7 + X5 + X4 + X2 + X+1。C R C码的校验范围为：目的地址、源地址、长度、数据

和PA D 。目的地址的最高位为生成多项式最高次项的系数。C R C码由高位到低位顺序发送。较

之1 6位C R C，3 2位C R C的检错能力更强。

2. CSMA/CD协议
C S M A / C D协议在前一节已经介绍过了，这里只是针对某些内容加以重点讨论。首先我们来
看一下，当站点检测到冲突时，随机等待时间是如何产生的？
当冲突产生后，时间被分割成离散的时间片，时间片的大小即为“冲突窗口”的大小。对
于8 0 2 . 3，时间片为5 1 . 2 μ s 。
第一次冲突产生后，站点等待0或1个时间片后重新尝试发送。如果有两个站点等待的时间

片相同，它将再次冲突。第二次冲突后，站点将从0、1、2和3中随机选择一个并等待相应的时

间片。如果产生第三次冲突，那么站点将在0～23-1之间随机选出等待的时间片数。

以此类推，如果站点第i次发生冲突后，等待的时间片数就将从0到2i -1中随机选出。但是，

发生1 0次冲突后，随机等待的最大时间片数就固定在1 0 2 3。发生1 6次冲突后，一般情况下，表

明有硬件故障，C S M A / C D协议控制器将不再采取任何动作，而是通过向主机发中断报告错误，

进一步的恢复留待高层软件或网络管理员完成。

这种算法被称为二进制指数后退（binary exponential backoff）
算法。其核心思想是，站点
冲突次数越多，平均等待时间也越长。从单个站点的角度来看，好象是不公平的，但从整个网
络来看，站点冲突次数的增加，意味着网络的负载较大，因而要求站点的平均等待时间增大，
这样可以更快地解决站点的冲突问题。

5.2.3 性能分析
为了对8 0 2 . 3进行性能分析，我们首先定义一些在以太网性能分析中常用的参数。吞吐量S表
示通过网络所传输的数据量，利用率U表示网络吞吐量与总容量的比值。
分析8 0 2 . 3协议的性能时，电缆传播延迟

和网络数据传输率R是两个重要的参数。
反映了
传输介质的长度，R与的乘积决定以太网性能。假设有两个以太网，一个以太网数据传输率为
5 0 0 M b p s，电缆长度为1 k m；另一个以太网数据传输率为1 0 M b p s，电缆长度为1 0 k m。因其R 相
等，则这两个以太网的性能相差无几。R
乘积的物理意义是传输介质等价的比特长度，即传输
介质能够容纳的比特数。因为信号在介质上的传播速度是个常数，约等于2×1 08米/秒（光速的
2 / 3），所以对于一个数据传输率为1 0 M b p s的以太网来说，5 0 0 m长的电缆等价于2 5比特。
若假设R为以太网的数据传输率，d为任意两个站点间的最大距离，V为信号在介质上的传播
速度，L为帧的平均数据长度，那么在8 0 2 . 3网络中，传播延迟（propagation delay）与发送时间
（transmission time）之比

等于：

d / V Rd

a ==

L / R LV

76 第二部分底层物理网络
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参数

决定了以太网的利用率。若在没有冲突的理想情况下，一个站发送完数据之后，另一
个站接着发送数据，并且假定不考虑协议开销，那么8 0 2 . 3网络的利用率U等于：
L/ R 1

U ==

d / V + L / R 1+
a
从上面的公式可以知道，U
和

成反比，随着
的增大，8 0 2 . 3网络的利用率U将下降。为了
提高吞吐率和利用率U，应尽量减小
，这可以通过适当增加帧的长度来实现。U对
的关系曲线
如图5 - 7所示。
图5-7 U对关系曲线
U
1.0
0.8
0.6
0.4
0.2
0 5 10 15 20
5.3 令牌环网和I E E E 8 0 2 . 5
环型网的研究已有多年的历史，但是比起其他局域网技术，环型网的研究进展要缓慢得多。
值得一提的是，环型网并不是真正的广播介质，而是单个的点到点线路的集合所形成的一个环，
如图5 - 8 a所示。点到点线路涉及的技术已为人们透彻了解，它可以使用双绞线、同轴电缆和光纤
等物理介质。环型网在工程实现上几乎全部采用数字技术，不像以太网为了解决冲突检测采用
了一部分模拟器件。环型网中站点对环的访问是公平的，站点对环的访问在时间上有一个确定
的上限。基于这个原因，I B M选择环型网作为它的局域网。I E E E在8 0 2中定义了环型网的标准，
编号为I E E E 8 0 2 . 5。

像前面提到的那样，环实际上是许多环接口通过点到点线路连接起来的。每个比特到达环
接口后，先复制到接口缓冲区，然后再输出到环上。在输出到环上之前，比特在缓冲区可能被
检查或修改，这样必须在环接口处至少引入1比特的延迟。

环型网设计和分析的一个关键问题是一个“比特”的等效“物理长度”。假设环的数据传输
率是RM b p s，则每1 /Rμ s发送一个比特。信号在环上的典型传播速度为2 0 0 m / μ s ，则环中一个比
特的等效物理长度为2 0 0 /R米。这意味着，假设环型网的数据传输率为1 M b p s，环的物理长度为
1 k m，则同一时刻，环上最多只能存放5比特数据。

令牌环网是环型网的一种。令牌环网的原理是使用一个称为令牌的特殊比特组合模式，当

第5章局域网

7 7

下载
环上所有的站点都处于空闲时，令牌沿着环不停旋转。当某一站点想发送数据时必须等待，直
至检测到经过该站点的令牌为止。这时，该站点可以用改变令牌中特定位的值的方式将令牌抓
住，并将令牌转变成数据帧的一部分，同时，该站点将自己要发送的数据附带上去发送。由于
网上只有一个令牌，因此一次只能有一个站点发送。发送站点负责将数据从环中删去。发送站
点在下列两个条件都符合时将在环上插入一个新的令牌：

(1) 该站已完成其帧的发送；
(2) 该站所发送的帧的前沿已绕环一周回到发送站。
环接口
计算机
1比特迟环接口
输入输出输入输出
a) 环网b) 侦听模式c) 发送模式

图5-8 令牌环网和I E E E 8 0 2 . 5的拓扑结构

如果环的等效比特长度小于帧的长度，则第一项条件将隐含着第二项条件。反之，一个站
在完成发送后，从理论上讲是可以释放一个令牌的，因而第二项条件并不是必要的。但是，只
满足第一条件有可能导致多个帧同时在环上，使令牌环网的差错恢复问题更加复杂化。这样在
任何情况，使用令牌机制可以保证在某个时刻只有一个站正在发送数据。

当某站释放一个新的令牌时，它下游的第一站若有数据要发送，将能够抓住这个令牌并进
行数据发送。

令牌环设计隐含着这样一个问题，即当环中所有站点都空闲时，环本身必须有足够的时延
来容纳一个完整的令牌在环内不停地旋转。这个时延由每个站点引入的1比特时延和信号在环上
的传播时延两部分组成。对于所有的环，设计者必须考虑到各站点关机时所导致的1比特时延的
损失。这意味着，对于短环，当有站点从环中移出时，需要自动向环中插入时延以保证环足够
容纳一个完整的令牌。

环接口有侦听和发送两种模式，如图5 - 8 ( b )和( c )所示。在侦听模式时，数据在环接口经过1
比特延迟后输出到环上。只有当站点抓住令牌时才可以进入发送模式。在发送模式下，接口截
断输入输出连接，并将自己的数据放到环上。当数据帧在环上旋转一周又回到发送站点时，发
送站点将其从环中移走。发送站点或将其保存起来与发送前的数据进行比较以检测环的可靠性，
或将其丢弃。当数据帧的最后一位返回发送站点时，环接口必须立即切换到侦听模式，并重新

78 第二部分底层物理网络
下载
产生令牌。

当环的通信量很小时，令牌在大部分时间内都在环内空转。然而当通信量很大时，每个站
点都有大量数据要发送时，一旦某个站点发送完毕释放令牌，它的下一个站点就会立即抓住这
个令牌并发送数据，这样相当于令牌轮流在每个站点之间传递。在网络负载相当重的情况下，
网络的效率将近1 0 0 %。

令牌网最早是由I B M公司开发的，它支持4 M b p s和1 6 M b p s两种数据传输率。后来，I E E E将
其吸收为国际标准，编号为8 0 2 . 5。下面我们的讨论是按照I E E E 8 0 2 . 5标准来进行的。

I E E E 8 0 2 . 5标准在物理层上要求使用屏蔽双绞线，数据传输率可以为1 M b p s或4 M b p s。物理
层的信号编码采用差分曼彻斯特编码。在通常的情况下，差分曼彻斯特编码在每位数据中间信
号肯定有变化（高到低或低到高）。这样可以在帧的起始标识符和结束标识符中引入高-高和低
低电平这两个无效字符J和K，以便将其与正常数据区分开来。

5.3.1 MAC协议
802.5 MAC协议的工作过程比较简单：当环上的站点没有数据要发送时，令牌一直在环上旋
转，等待某个有数据要发送的站点将其抓获。该站点把令牌中的某个特定的位由0变为1，将其
从令牌变为数据帧的一部分，然后站点输出正常数据帧的其余部分，如图5 - 9所示。
在令牌环网中，站点抓住令牌后是否可以无限制地发送数据呢？实际上，环型网中的每个
站点都有一个令牌保持时间定时器（Token Holding Ti m e r，T H T），由T H T控制站点拥有令牌的
时间。T H T的时间一般为1 0 m s，环型网也可以在初始化时设置其他值。由于数据帧的第1位将会
遍历整个环，并在整个帧发送完之前就回到发送站点，因此发送站点在发送新帧之前，必须把
环中的内容吸空。在发送网第1帧后，若余下的时间可以发送更多的帧，站点可以进行相应的数
据发送。当待传帧发送完毕或者在发送另外一帧将超过令牌保持时间时，站点要释放令牌以便
下一个站点可以发送数据。

I E E E 8 0 2 . 5有令牌和数据/命令帧两种帧格式，如图5 - 9所示。令牌占用3个字节，有一位用于
标记令牌忙闲。当令牌为闲时，表明环上没有站发送数据。当它为忙时，就变成一帧的帧首序
列，其后面跟着一个数据/命令帧的其余部分。

11 字节

SD AC ED
a) 令牌格式
1116 6 ≤65 535 4 11 字节

SD AC FC DA SA DATA CRC ED FS
b) 数据/命令帧格式

图5-9 IEEE802.5帧格式

IEEE 802.5中帧的发送顺序也是从最左边的起始界符开始，但每个字节的传输是从最高位开
始发送的，这与前面介绍的I E E E 8 0 2 . 3正好相反，I E E E 8 0 2 . 3帧中每个字节的发送顺序是从最低

第5章局域网

7 9

下载
位开始发送的。这一点对于两种不同局域网互连时要特别注意。
下面我们分别讨论令牌和数据/命令帧中各个字段的含义。
起始界符S D由无效数据位J、K和二进制0与1组成，S D字段中每一位的含义如图5 - 1 0所示。

J K 0 J K 0 0 0
图5-10 起始定界符S D的格式

如前所述，8 0 2 . 5物理层标准规定数据用差分曼彻斯特编码表示，由每位信号开始的极性来
区分1和0，但在每位数据的中间要变换一次极性。无效数据J和前面符号的极性相同，而无效数
据K则和前面符号的极性相反，且J和K符号的中间极性都不变。

结束界符E D格式如图5 - 11 所示。

J K 1 J K 1 1 E
图5 - 11 结束界符E D的格式

J、K的含义与S D中的一样。中间帧位I指示是传送最后一帧或单帧（I = 0），还是传送多帧时
的中间某帧（I = 1），如同文件结束标志一样。E位用来指示令牌或数据/命令帧是否有错误，一旦
环接口检测到错误就将它置1。

访问控制字段A C提供访问介质所必需的信息，其格式如图5 - 1 2所示。

P P P T M R R R
图5-12 访问控制字段A C的格式

T位是令牌标志位。当T = 0时，表示该帧是令牌；当T = 1时，表示该帧为数据/命令帧。P P P
表示令牌的优先级。只有当某站点的优先级大于或等于令牌的优先级时，该站点才可以捕获此
令牌并发送数据。令牌和站点共有8个优先级，从0 0 0到111。站点的优先级在环初始化时就确定，
而令牌的优先级则由站点申请而确定。环上的站点可以通过R R R字段预约下一个令牌的优先级。
M位是供监控站使用的，监控站使用M位来检测环是否正常运行，以防止令牌或数据/命令帧在
环上不停地旋转。有关如何通过M位来检测环是否正常运行的详细过程将在5 . 3 . 2节展开讨论。
帧控制字段F C的格式如图5 - 1 3所示。

F F Z Z Z Z Z Z
图5-13 帧控制字段F C的格式

其中F F用于表示是数据帧还是命令帧。F F = 0 0时，表示是命令帧，即M A C帧。命令帧主要
用于环的管理和维护，表5 - 3给出了常用的命令帧的控制字段格式及它的功能介绍。F F = 0 1时，
表示是数据帧，也称为L L C帧，它用于携带高层的数据（L L C层的数据）。F F = 1 0或11两种状态
暂时没有使用。对于数据帧，Z Z Z Z Z Z被设计成r r r Y Y Y形式，r r r暂设置成0 0 0，作为备用，Y Y Y
则指示数据帧（L L C帧）的优先级。

80 第二部分底层物理网络
下载
表5-3 IEEE802.5命令帧

控制字段（Z Z Z Z Z Z）
名称功能
0 0 0 0 0 0 重复地址测试帧重复M A C地址测试
0 0 0 0 1 0 报警帧确定环断点
0 0 0 0 11 声明帧申请成为监控站
0 0 0 1 0 0 环初始化帧重新初始化
0 0 0 1 0 1 监控站广播帧被监控站周期性调用
0 0 0 11 0 潜在监控站广播帧广播潜在监控站存在

8 0 2 . 5帧格式中的目的地址、源地址与8 0 2 . 3是一样的。目的地址也分唯一地址、组播地址、
广播地址，而源地址都是唯一地址。
从环结构和协议本身来说，令牌环网对数据字段的长度没有限制。数据长度的限制主要来
自于令牌保持时间定时器T H T以及环接口的缓存器的大小。一般情况下，环中的数据长度缺省
值为5 0 0 0字节，足够应付高层协议的传送需求。

C R C校验码的含义与I E E E 8 0 2 . 3是一样的，在此不再讨论。

在802.5 MAC帧格式中设有一个帧状态字段F S，它主要包括A和C两个标志位。当数据或命
令帧到达目的站点的环接口时，环接口将对A和C进行置位。发送站点通过检查A和C位就可以知
道刚才发送出去的数据帧是否被目的站点正确接收。如果A = 0且C = 0，则表示目的站点不存在或
目的站点存在但未加电；如果A = 1但C = 0，则表示目的站点存在但数据/命令帧未被接收（帧出
错）；如果A = 1且C = 1，则意味着目的站点存在且目的站点正确接收到数据或命令帧。

在8 0 2 . 5中引入F S字段，为发送站每发送一帧提供了自动确认机制，这点要优于8 0 2 . 3。因为
在8 0 2 . 3中，应答帧是要接收站点额外发送的，而且它也要竞争信道，如果不加特殊处理，会使
应答帧的延迟不确定。在F S字段中，A和C位均出现两次，这是由于F S字段没有被C R C码所保护。
为了保证A和C的可靠性，A和C都重复地出现在F S字段中，F S字段的格式如图5 - 1 4所示。

A C r r A C r r
图5-14 帧状态字段F S的格式

5.3.2 管理与维护
对于I E E E 8 0 2 . 5环型网来说，管理和维护显得尤为重要。其原因是环容易出现物理故障导致
环的中断或令牌的丢失；不管什么情况，都会导致环的不正常工作。

令牌环网采用分布式的管理方法。为了便于环型网的管理和维护，在协议中就提供了支持，
增加了许多用于环管理和维护的命令或控制帧。同时令牌环网还引入了监控站（monitor station）
，
由它来负责整个环的正常工作。

在环型网中，每个站点都可能成为监控站，监控站是通过竞争产生的。在环刚启动或重新
初始化时，所有站点都发送声明帧，试图声明自己为监控站。竞争监控站的过程是：环中任意
一个站点在接收到其上游站点发送或转发的声明帧时，将本站地址与声明帧中的源地址进行比
较。如果本站地址大于声明帧中的源地址，则停止发送本站的声明帧，转发接收到的声明帧；

第5章局域网

8 1

下载
否则，继续发送本站的声明帧（地址最小的站点可以成为监控站）。如果某个站点接收到自己发
出的声明帧，它就成为监控站。

监控站的职责是：确保令牌不丢失；在环断开时采取行动；当环中出现破损帧时清除掉；
以及查看是否有无主帧出现。产生无主帧的的情况是：某站点将一短帧发送到环上，然而在该
帧被取走之前，站点发生故障（如掉电）。如果不对无主帧采取措施，它将会在环上不停地旋转
下去。

为了检查令牌是否丢失，监控站有一个定时器，它设置为最长无令牌时间。每个站点只能
在令牌保持时间内发送数据；如果超过该时间，监控站将取走环内的帧，并产生一个新的令牌。
当环中出现破损帧时，监控站可以从其无效格式或校验码中检测到，然后监控站断开环取
走破损帧，并产生一个新的令牌。

监控站对无主帧的检测是通过在访问控制字段A C中设置监控位来实现的。若监控站发现某
帧中的监控位已被置成“1”，则意味着同一帧经过监控站两次而未被取走，说明该帧可能是无
主帧，所以监控站将帧从环中取走。

监控站的最后一项功能涉及环的长度。8 0 2 . 5中的令牌长度是2 4位，这就意味着环必须至少
能容纳2 4位。如果所有站点引入1位延迟，再加上电缆长度的延迟所得的和还小于2 4位的话，监
控站就插入额外的延迟，使令牌能够绕环工作。

监控站唯一不能解决的问题是：确定环断点的位置。也就是说，环型网中的监控站可以发
现环断开了，但它不能具体确定断点的物理位置，而必须由管理员拿着所有机房门的钥匙打开
机房逐段进行检查。为了解决上述问题，在令牌环中引入了报警机制。当一个站点发现其邻近
站点好像失效时（包括线路），便发出一个报警帧并给出假定失效站的地址。同样的道理，其他
站点也会发现环出现了故障因而也发出各自的报警帧。如果某个站点接收到其上游站点发送或
转发的报警帧，则停止发送自己的报警帧。这样经过一段时间后，环上只存在某个站点发出的
报警。此时只要打开任何一台机器检查一下其中的报警帧，就可以确定环断点的位置（发出报
警帧站点的上游）。

上面我们介绍了报警过程。虽然报警过程可以确定环断点的位置，但环故障的恢复仍然需
要人工干预。为了解决故障的自动恢复问题，可以采用类似于8 0 2 . 3中集线器的设备，即每个站
点通过有源集线器连在一起。

这种结构在逻辑上仍保持环状，而物理结构上每个站点通过两对双绞线电缆与线路中心相
连，一对用于输入，一对用于输出。这种结构通常被称为星型环（s t a r-shaped ring）。在线路中
心设有旁路开关，它由各个站点供电。如果线路或站点发生故障，旁路开关将自动将该站点隔
离出去，以维持环的正常工作。

5.3.3 性能分析
令牌环网的工作过程可以用一个排队服务模型来描述，所有活跃站点构成一个发送队列。
环中各站依次抓住令牌并发送数据。假设两个站点之间的传播延迟为

。由于数据要沿环旋转一
周返回到发送站点，因此目的站在环上的位置对分析令牌环网的性能没有影响。影响令牌环网
性能的主要参数是数据传输率、电缆长度、令牌保持时间以及帧长度。

82 第二部分底层物理网络
下载
同样的道理，在对I E E E 8 0 2 . 5令牌环进行性能分析之前，我们也需要定义一组参数，这些参
数与I E E E 8 0 2 . 3网络是一样的。延迟D用于表示一个站点从准备好发送数据到发送完数据所用的
时间，吞吐量S表示通过网络所传输的数据量，利用率U表示网络吞吐量与总容量的比值。

同时我们仍然假定R为局域网的数据传输率，d为任意两个站点间的最大距离，V为信号在介
质上的传播速度，L为帧的平均数据长度，那么根据前面的计算结果可知，在理想的情况下，

8 0 2 . 5网络的的利用率U为：
1
U =

1 + a

其中

是网络传播延迟与数据发送时间之比，其值为：
d / V Rd

a ==

L/ R LV

同样的道理，

值对令牌环网的性能有影响，随着
的增大，网络的吞吐率将下降。为了
提高信道的利用率和网络的吞吐率，应尽量减小
。另外，令牌环网中，站点数目的增加也可
以增加网络的吞吐率，这是由于站点数目的增加将减少传送令牌的时间，从而提高8 0 2 . 5协议的
效率。
5.4 网桥
网桥（b r i d g e）也称桥接器，是连接两个局域网的一种设备。网桥还可以用于扩展网络的距
离、在不同介质之间转发数据信号以及隔离不同网段之间的通信。一般情况下，被连接的局域
网具有相同的逻辑链路控制规程L L C，但在介质访问控制协议M A C上可以不同。网桥是为各种
局域网之间存储转发数据而设计的，它对末端站点的用户是透明的。

网桥在相互连接的两个局域网之间起到帧转发的作用，它允许每个L A N上的站点与其他站
点进行通信，看起来就像在一个扩展的局域网上一样。为了有效地转发数据帧，网桥自动存储
接收进来的帧，通过查找地址映像表完成寻址，并将接收帧的格式转换成目的局域网的格式，
然后将转换后的帧转发到网桥对应的端口上。

网桥除了具有存储转发功能外，还具有帧过滤的功能。帧过滤功能是阻止某些帧通过网桥。
帧过滤有3种类型：目的地址过滤、源地址过滤和协议过滤。目的地址过滤指的是当网桥接收到
一个帧后，首先确定其源地址和目的地址，如果源地址和目的地址处在同一个局域网中，就简
单地将其丢弃，否则就将其转发到另一个局域网上。目的地址过滤是任何网桥的最基本的功能。
源地址过滤是指网桥拒绝某一特定地址（站点）发出的帧，这个特定地址无法从网桥的地址映
像表中得到，但可以由网络管理模块提供。而协议过滤是指网桥能用帧中的协议信息来决定是
转发还是滤掉该帧。协议过滤通常用于流量控制和网络安全控制。并非每一种网桥都提供源地
址过滤和协议过滤功能。

前面提到网桥的最主要功能是在不同局域网之间进行互连。由于不同局域网在帧格式、数
据传输率、C R C校验等方面都不相同。例如，F D D I（将在下一章介绍）网络中允许的最大帧长
度是4 5 0 0字节，而8 0 2 . 3以太网的最大帧长度是1 5 1 8字节。这样网桥在从F D D I向以太网转发数据
帧时，就必须将F D D I长达4 5 0 0字节的帧分割成几个1 5 1 8字节长度的I E E E 8 0 2 . 3帧，然后再将这

第5章局域网

8 3

下载
些帧转发到以太网上；反之，在从以太网向F D D I转发数据帧时，必须将只有1 5 1 8字节的以太网
帧组合成F D D I格式的帧，并以F D D I格式传输。以上这些过程都涉及到帧的分段和重组，帧的分
段和重组工作必须快速完成，否则会降低网桥的性能。

另外，网桥还必须具有一定的管理管理，以便对扩展网络进行有效管理。例如，可对网桥
转发及丢弃的帧进行统计，及时修改网桥地址数据库，某些类型的网桥还可以通过生成树算法
动态调整扩展网络的拓扑结构以适应网络的变化。

网桥可分为封装式网桥（encapsulation bridge）和转换式网桥（translation bridge）、本地网
桥（local bridge）和远程网桥（remote bridge）等。

封装式网桥是将某局域网的数据帧封装在另一种局域网的帧格式中，是一种“管道”技术。
以F D D I-以太网封装式网桥为例，封装式网桥接收以太网上的帧，然后用专用协议技术来封装
该以太网帧（接收站点的地址也被封装在F D D I帧中）并转发到F D D I网络上；接收端的封装式网
桥使用同样的专用协议技术拆封F D D I帧并将已被拆封的帧转发到以太网上，由目的站点进行接
收，如图5 - 1 5所示。

FDDI帧头以太网帧数据

以太网
封装式网桥FDDI网络封装式网桥
FDDI

源站点目的站点

图5-15 FDDI-以太网封装式网桥

由于目的地址被封装在F D D I帧中，因此封装式网桥只能采用广播方式发送F D D I帧，这无疑
会降低F D D I网络带宽的利用率。另外封装式网桥必须成对出现；同时，由于在封装式网桥中使
用了专用的协议，使得由不同厂商生产的封装式网桥之间存在互操作问题，因此成对使用的封
装式网桥必须是一个厂商生产的。最后，在使用封装式网桥的扩展网络中，不同网络之间的站
点不能通信。如在图5 - 1 5中，以太网中的工作站不能与F D D I网络中的服务器进行通信，只能是
F D D I网络中的主机可以通信，两个以太网网中的主机可以经过F D D I网络进行通信。

转换式网桥需要在不同的局域网之间进行帧格式的转换，它克服了封装式网桥的弊病。将
图5 - 1 5中的封装式F D D I-以太网网桥改为转换式网桥后，以太网网上的工作站就可以访问F D D I
网上的高性能服务器了。

本地网桥是指在传输介质允许范围内完成局域网之间的互联。远程网桥是指两个局域网之
间的距离超过一定范围需要用点到点线路或广域网进行连接的网桥，远程网桥必须成对使用。
下面我们主要讨论两种最常见的网桥：透明网桥和源选径网桥。

5.4.1 透明网桥
透明网桥是由D E C公司针对以太网提出的桥接技术。透明网桥的基本思想是：网桥自动了
解每个端口所接网段的机器地址（M A C地址），形成一个地址映像表，网桥每次转发帧时，先查

84 第二部分底层物理网络
下载
地址映像表，如查到，则向相应端口转发，如查不到，则向除接收端口之外的所有端口转发或
扩散（f l o o d）。
为了说明透明桥的工作原理，我们先看图5 - 1 6的例子。

FG

网桥

AB B1 CB2DE

LAN1 LAN2 LAN3

图5-16 4个局域网和2个网桥的配置

图5 - 1 6中，网桥B 1连接L A N 1和L A N 2，网桥B 2连接L A N 2、L A N 3和L A N 4。L A N 1中站点发
出的帧到达网桥B 1且目的地址为A的帧可立即被丢弃，这是因为A在L A N 1上；而目的站点为C、
E或F 的帧则必须经过B 1桥转发。

当桥接收到一帧后，必须决定是转发还是丢弃该帧。如果需要转发，则必须决定发往桥的

哪个端口。这需要通过查阅桥中地址映像表来确定，该地址映像表可列出每个可能的目的站点
地址，以及它将通过桥的哪个端口。对于上述例子，B 2桥的地址映像表中列出A要经过L A N 2
（意味着桥B 2接收到目的地址为A的帧时，将发往连接L A N 2的端口），因为桥B 2只需知道把目的

地址为A的帧发往L A N 2即可。

透明网桥是通过逆向学习算法（backward learning）来填写地址映像表的。当桥刚接入时，

其地址映像表是空的，此时，网桥采用扩散技术将接收的帧转发到桥的所有端口上（接收端口

除外）。透明网桥通过查看转发帧的源地址就可以知道通过哪个L A N可以访问某个站点。在图5

1 6中，桥B 1从L A N 2上接收到来自C的帧，那么它就可以得出结论：经过L A N 2肯定能到达C。于

是，桥B 1就在其地址映像表中添上一项，注明发往站点C的帧应经过L A N 2。如果以后桥B 1收到

来自L A N 1且目的地址为C的帧，它就按照该路径转发；如果收到来自L A N 2且其目的地址为C的

帧，则将此帧丢弃。

为了提高扩展局域网的可靠性，我们可以在L A N之间设置并行的两个或多个网桥，如图5

1 7所示。但是，这样配置引起了另外一些问题，因为在拓扑结构中产生了回路。

通过观察上图如何处理目的地址不明确的帧F，就可以简单地了解这些问题。按照前面提到

的算法。对于目的地址不明确的帧，每个网桥都要进行扩散。在本例中，即只是将其复制到

L A N 2中。紧接着，桥B 1看见目的地不明确的帧F 2，将其复制转发到L A N 1，产生一个新帧，如

F 3（图中未画出）；类似地，桥B 2也将F 1复制转发到L A N 1，产生F 4。随后，桥B 1又复制转发

F 4，而桥B 2则复制转发F 3，无限循环下去。

解决这个难题的方法是让桥相互通信，并用一棵覆盖到每个L A N的生成树（spanning tree）

覆盖实际的拓扑结构。生成树网桥是D E C公司针对透明网桥中存在的环路问题而提出的，I E E E

将其标准定义为8 0 2 . 1 d。

第5章局域网

8 5

下载
桥B2复桥B2复
制的帧制的帧

F1 F2
LAN2

网桥

B1 B2

LAN1

F

图5-17 两个并行的透明网桥

我们知道，任何一个由多个网段经网桥连接在一起构成的扩展局域网都可看作是一个无向
图。在这个无向图中，每个网段和每个网桥相当于一个结点（n o d e），网段与网桥之间的连接相
当于一条边（e d g e）。

图论中的结论是：“对于任何一个由多个结点和连接一对结点的边构成的连接图，都存在一
棵部分边组成的生成树，既可保持图中各结点的连通性，同时又不存在环路”。一旦得到覆盖所
有L A N的生成树，就能保证任意两个L A N之间只存在唯一的路径，故不会构成环路。

下面我们通过图5 - 1 8的例子，来说明如何构造扩展局域网的生成树。

X
Z

D 20

D 10 D
B1 D 20 D 10
20
B2 B3B4
R
D 10 B5 20 D 10

10
10
YW

V
D 20

B6

D 10
U

图5-18 扩展局域网的拓扑结构

假定每个桥有一个唯一的标识（该标识由厂商设置并保证全球唯一，例如可以是桥某一端
口的M A C地址），桥到每个L A N的连接有一个代价（c o s t）。则生成树的构造算法为：

(1) 选择标识号最小的桥为生成树的根（图5 - 1 8中为B 1）。
(2) 确定除根之外的其他网桥的Root 端口（Root Port），它是该桥到根代价最小的端口。
(3) 确定每个L A N上的指定桥（Designated Bridge）。指定桥是提供每个网段到根代价最小的
桥（图5 - 1 8，网段Z的指定桥为B 2，Y为B 2，V为B 4，U为B 6，W为B 1，X为B 1）。如果有多个

86 第二部分底层物理网络
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桥到根的代价相同，则选标识号最小的桥作为该网段的指定桥。只有指定桥才可以在网段间转
发帧。

(4) 确定每个网段的指定端口（Designated Port）。每个网段与其指定桥相连的端口叫指定
端口。
(5) 最后每个网桥将非根端口和非指定端口置为阻塞状态，即该端口不转发帧。
此算法的结果是建立起从每一个L A N到根的唯一路径，从而它也是到每个其他L A N的唯一
路径。虽然此树横跨全部的L A N，但这并不是说所有的桥必须在此树之中。当生成树建立以后，
此算法还要继续工作，以便自动地检查拓扑结构的变化及更新该树。图5 - 1 7经过生成树算法后
的结果如图5 - 1 9所示。在执行生成树算法过程中各网桥之间需要不断交换各自的信息，交换的
信息有一定的格式，在此不再展开讨论，有兴趣的读者可以查看I E E E 8 0 2 . 1 d文档。

Z

U

B5

W

B2
Y XB6
B1

B4

B5

V

图5-19 覆盖所有L A N的生成树，虚线不是生成树的一部分

5.4.2 源选径网桥
源选径网桥（Source-Route Bridge，S R B）是由I B M公司针对其8 0 2 . 5令牌环网提出的一种网
桥技术，属于I E E E 8 0 2 . 5的一部分。其核心思想是发送方知道目的机的位置，并将路径中间所经
过的网桥地址包含在帧头中一并发出，路径中的网桥依照帧头中的下一站网桥地址将帧一一转
发，直到将帧传送到目的地。

为了说明源路径网桥的工作原理，我们先来考察图5 - 2 0的例子。

对于图5 - 2 0的例子，H 1想向H 2发送数据帧，则H 1首先发送一个测试帧以检测H 2是否与H 1
在同一网段上；如果测试后发现H 2与H 1不在同一网段上；则H 1将进行下列动作：

第一步，H 1发出一个探测帧，探测H 2的所在位置。

第二步，桥B 1和B 2都收到H 1发出的探测帧，它们分别在探测帧中加进路由信息，然后将探
测帧分别转发到L A N 3和L A N 4。

第三步，桥B 3和B 4也收到H 1发出的探测帧，它们也分别在探测帧中加进自己的路由信息，
然后继续将探测帧转发到L A N 2。

第四步：H 2收到两个探测帧，H 2检查探测帧中累积的路由信息，然后分别沿着探测帧来的

第5章局域网

8 7

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路径发响应帧。

局域网LAN3 B3 LAN2 H2

主机

B1

H1 LAN1 B2 LAN4

图5-20 4个源路径网桥和4个局域网的配置

第五步：H 1收到两个H 2发来的两个响应帧，从而得知有两条路径可以到达H 2，分别为：
L A N 1→B 1→L A N 3→B 3→L A N 2和L A N 1→B 2→L A N 4→B 4→L A N 2
最后H 1选择其中一条路径，将路由信息加到数据帧中发给H 2。
需要注意的是，源路径网桥必须对8 0 2 . 5的帧格式进行扩充。如果8 0 2 . 5帧格式中的源地址字

段最高位为“1”，则表明源地址字段之后还有一个路由信息字段RIF （Route Information Field）
，
该字段包含了如何到达目的结点的路径信息；并将8 0 2 . 5帧格式中的源地址字段最高位称为路由
信息标识符（Route Information Indicator，R I I）。

源选径网桥只关心源地址字段中R I I位为“1”的帧。对于这些帧，网桥扫描R I F字段并根据
R I F中的路由信息进行帧的转发。

5.5 小结
局域网一般使用广播式信道。在广播式信道中，关键的问题是如何协调控制多个站点对共
享信道的同时访问，这就涉及到信道分配策略。不同的分配策略将导致网络具有不同的性能。
传统的局域网主要有以太网、令牌环网。这两种网络在数据传输率、物理层编码、帧格式、
网络的管理与维护以及性能方面都有很大的差异，适合不同的使用环境。
当某个单位构建的网络中要使用多种不同的局域网技术时，必须引入网桥设备，以使不同
局域网上的用户能够相互通信。网桥主要分为透明网桥和源选径网桥两种。

习题

1. 纯A L O H A的延迟和分槽A L O H A的延迟相比，哪一个更小？请说明原因。
2. 标准1 0 M b p s的IEEE 802.3 LAN的波特率是多少？
3. 长度为1 k m，数据传输率为1 0 M b p s的以太网，电信号在网上的传播速度是2 0 0 m /（s。数
据帧的长度为2 5 6比特，包括3 2比特帧头、校验和及其他开销。数据帧发送成功后的第一个时间
片保留给接收方用于发送一个3 2比特的的应答帧。假设网络负载非常轻（即没有冲突），问该网
络的有效数据传输率是多少？
4. 数据传输率为5 M b p s的令牌环接口中的1比特延迟的等效物理长度是多少？电信号的传播

88 第二部分底层物理网络
下载
速度是2 0 0 m /（s。

5. 令牌上的环绕时延必须能够容纳整个令牌。如果电缆长度不够，必须人为地增加时延。
请解释一下，为什么在时延只有1 6比特、而令牌为2 4比特的环型网上，必须额外地增加时延。
6. 在一个4 M b p s的令牌环中，站点的令牌保持时间为1 0 m s。问在此环上可以发送的最大帧
的长度是多少？
7. 长度为1 k m，数据传输率为1 0 M b p s、重负载的令牌环网，电信号在网上的传播速度是
2 0 0 m / μ s 。在环上有5 0个等距离的站点。数据帧的长度为2 5 6比特，包括3 2比特帧头、校验和及
其他开销。应答帧附带在数据帧中，令牌为8比特。问该环型网的有效数据传输率是多少？比
1 0 M b p s的C S M A / C D网的有效数据传输率相比，这个数据传输率是高还是低？
8. 什么是封装式网桥，它有什么优缺点？
9. 请说明透明网桥中生成树的作用及其构造过程。
10. 请描述源选径网桥的工作过程。