第四章-局域网与城域网

传统局域网 (Local Area Networks, LAN) 是分组广播式网络，这是与分组交换式的广域 网的主要区别。在广播网络中，所有工作站都连接到共享的传输介质上，共享信道的分配技术 是局域网的核心技术，而这一技术又与网络的拓扑结构和传输介质有关。地理范围介于局域网 与广域网之间的是城域网 (Metropolitan Area Networks, MAN），城域网采用的技术与局域网类 似，两种网络协议都包含在 IEEE LAN/MAN 委员会制定的标准中。本章介绍几种常见的局域 网和城域网的有关国际标准，以及工作原理和性能分析方法。

4.1 局域网技术概论

拓扑结构和传输介质决定了各种 LAN 的特点，决定了它们的数据速率和通信效率，也决定 了适合于传输的数据类型，甚至决定了网络的应用领域。首先概述各种局域网使用的拓扑结构和 传输介质，同时介绍两种不同的数据传输系统，最后引导出根据以上特点制定的 IEEE 802 标准。

4.1.1 拓扑结构和传输介质

1. 总线型拓扑

总线（如图 4-1 (a) 所示）是一种多点广播介质，所有的站点都通过接口硬件连接到总线 上。工作站发出的数据组织成帧，数据帧沿着总线向两端传播，到达末端的信号被终端匹配器 吸收。数据帧中含有源地址和目标地址，每个工作站都监视总线上的信号，并复制发给自己的 数据帧。由于总线是共享介质，多个站点同时发送数据时会发生冲突，因而需要一种分解冲突 的介质访问控制协议。传统的轮询方式不适合分布式控制，总线网的研究者开发了一种分布式 竞争发送的访问控制方法，本章将介绍这种协议。 适用于总线型拓扑的传输介质主要是同轴电缆，分为基带同轴电缆和宽带同轴电缆，这两 种传输介质的比较如表 4-1 所示。


对于总线这种多点介质，必须考虑信号平衡问题。任意一对设备之间传输的信号强度必须 调整到一定的范围：一方面，发送器发出的信号不能太大，否则会产生有害的谐波，使得接收 电路无法工作；另一方面，经过一定距离的传播衰减后，到达接收端的信号必须足够大，能驱 动接收器电路，还要有一定的信噪比。如果总线上的任何一个设备都可以向其他设备发送数据， 对于一个不太大的网络，譬如 200 个站点，则设备配对数是 39 800。因此，要同时考虑这么多 对设备之间的信号平衡问题，从而设计出适用的发送器和接收器是不可能的。在制定网络标准 时，考虑到这一问题的复杂性，所以把总线划分成一定长度的网段，并限制每个网段接入的站 点数。
同轴电缆分为传播数字信号的基带同轴电缆和传播模拟信号的宽带同轴电缆。宽带电缆比 基带电缆传输的距离更远，还可以使用频分多路技术提供多个信道和多种数据传输业务，主要 用在城域网中；而基带系统则主要用于室内或建筑物内部连网。
1) 基带系统 数字信号是一种电压脉冲，它从发送处沿着基带电缆向两端均匀传播，这种情况就像光波 在（物理学家们杜撰的）以太介质中各向同性地均匀传播一样，所以总线网的发明者把这种网 络称为以太网。以太网使用特性阻抗为 50.Q 的同轴电缆，这种电缆具有较小的低频电噪声，在 接头处产生的反射也较小。
一般来说，传输系统的数据速率与电缆长度、接头数量以及发送和接收电路的电气特性有关。当脉冲信号沿电缆传播时，会发生衰减和畸变，还会受到噪音和其他不利因素的影响。传 播距离越长，这种影响越大，增加了出错的机会。如果数据速率较小，脉冲宽度就比较宽，比 高速的窄脉冲更容易恢复，因而抗噪声特性更好。基带系统的设计需要在数据速率、传播距离、 站点数量之间进行权衡。 一般来说，数据速率越小，传输的距离越远；传输系统（收发器和 电缆）的电气特性越好，可连接的站点数就越多。表 4-2 列出了 IEEE 802.3 标准中对两种基带 电缆的规定。 这两种系统的数据速率都是10Mbps, 但传输距离和可连接的站点数不同，这是因为 直径为 0.4 英寸的电缆比直径为 0.25 英寸的电缆性能更好，当然价格也较昂贵。

若要扩展网络的长度，可以用中继器把多个网络段连接起来，如图 4-2 所示。中继器可以 接收一个网段上的信号，经再生后发送到另一个网段上去。然而由于网络的定时特性，不能无 限制地使用中继器，表 4-2 中的两个标准都限制中继器的数目为 4 个，即最大网络由 5 段组成。
2) 宽带系统 宽带系统是指采用频分多路技术传播模拟信号的系 统。不同频率的信道可分别支持数据通信、 TV 和 CD 质量的音频信号。模拟信号比数字脉冲受噪声和衰减的影响更 小，可以传播更远的距离，甚至达到 100km。 宽带系统使用特性阻抗为75 的 CATV 电缆。根据系 统中数／模转换设备采用的调制技术的不同， 1bps 的数据速 率可能需要 1~4Hz 的带宽，而支持 150Mbps 的数据速率可 能需要 300M应的带宽。

由于宽带系统中需要模拟放大器，而这种放大器只能单方向工作，所以加在宽带电缆上的 信号只能单方向传播，这种方向性决定了在同一条电缆上只能由“上游站”发送，而“下游站” 接收，相反方向的通信则必须采用特殊的技术。有两种技术可提供双向传输：一种是双缆配置， 即用两根电缆分别提供两个方向不同的通路（如图 4-3 (a) 所示）；另一种是分裂配置，即把 单根电缆的频带分裂为两个频率不同的子通道，分别传输两个方向相反的信号（如图 4-3 ( b) 所示）。 双缆配置可提供双倍的带宽， 而分裂配置比双缆配置可节约大约 15%的费用。

两种电路配置都需要“端头”来连接两个方向不同的通路。双缆配置中的端头是无源端头， 朝向端头的通路称为“入径＂，离开端头的通路称为“出径＂。所有的站向入径上发送信号，经 端头转接后发向出径，各个站从出径上接收数据。入径和出径上的信号使用相同的频率。 在分裂配置中使用有源端头，也叫频率变换端头。所有的站以频率向端头发送数据，经 端头转换后以频率向总线上广播，目标站以 接收数据。

2. 环型拓扑

环型拓扑由一系列首尾相接的中继器组成，每个中继器连接一个工作站（如图 4-1 (b) 所 示）。中继器是一种简单的设备，它能从一端接收数据，然后在另一端发出数据。整个环路是 单向传输的。
工作站发出的数据组织成帧。在数据帧的帧头部分含有源地址和目的地址字段，以及其他 控制信息。数据帧在环上循环传播时被目标站复制，返回发送站后被回收。
由于多个站共享环 上的传输介质，所以需要某种访问逻辑来控制各个站的发送顺序。例如，用一种特殊的控制 帧——令牌来代表发送的权利，令牌在网上循环流动，谁得到令牌就可以发送数据帧。
由于环网是一系列点对点链路串接起来的，所以可使用任何传输介质。最常用的介质是双 绞线，因为它们价格较低。使用同轴电缆可得到较高的带宽，而光纤则能提供更大的数据速率。 表 4-3 中列出了常用的几种传播介质的有关参数。

3. 星型拓扑

星型拓扑中有一个中心节点，所有站点都连接到中心节点上。电话系统就采用了这种拓扑 结构，多终端联机通信系统也是星型结构的例子。中心节点在星型网络中起到了控制和交换的 作用，是网络中的关键设备。星型拓扑的网络布局如图 4-1 (c) 所示。
用星型拓扑结构也可以构成分组广播式的局域网。在这种网络中，每个站都用两对专线连 接到中心节点上，一对用于发送，一对用于接收。中心节点叫作集线器 (Hub)。 Hub 接收工作 站发来的数据帧，然后向所有的输出链路广播出去。当有多个站同时向 Hub 发送数据时就会产 生冲突，这种情况和总线拓扑中的竞争发送一样，因而总线网的介质访问控制方法也适用于星 型网。
Hub 有两种形式，一种是有源 Hub, 另一种是无源 Hub。有源 Hub 中配置了信号再生逻辑， 这种电路可以接收输入链路上的信号，经再生后向所有输出链路发送。如果多个输出链路同时 有信号输入，则向所有输出链路发送冲突信号。
无源 Hub 中没有信号再生电路，这种 Hub 只是把输入链路上的信号分配到所有的输出链 路上。如果使用的介质是光纤，则可以把所有的输入光纤熔焊到玻璃柱的两端，如图 4-4 所示。 当有光信号从输入端进来时就照亮了玻璃柱，从而也照亮了所有输出光纤，这样就起到了光信 号的分配作用。

任何有线传输介质都可以使用有源 Hub, 也可以使用无源 Hub。为了达到较高的数据速率， 必须限制工作站到中心节点的距离和连接的站点数。一般来说，无源 Hub 用于光纤或同轴电缆 网络，有源 Hub 则用于无屏蔽双绞线网络。表 4-4 列出了有代表性的网络参数。

为了延长星型网络的传输距离和扩大网络的规模，可以把多个 Hub 级连起来，组成树型结 构，如图 4-1 (d) 所示。这棵树的根是头 Hub, 其他节点叫中间 Hub, 每个 Hub 都可以连接多 个工作站和其他 Hub, 所有的叶子节点都是工作站。图 4-5 抽象地表示出头 Hub 和中间 Hub 的 区别。头 Hub 可以完成上述 Hub 的基本功能，然而中间 Hub 的作用是把任何输入链路上送来 的信号向上级 Hub 传送，同时把上级送来的信号向所有的输出链路广播。这样，整棵 Hub 树就 完成了单个 Hub 同样的功能： 一个站发出的信号经 Hub 转接，所有的站都能收到。如果有两个 站同时发送，头 Hub 会检测到冲突，并向所有的中间 Hub 和工作站发送冲突信号

4.1.2 LAN/MAN 的 IEEE 802 标准

IEEE 802 委员会的任务是制定局域网和城域网标准，目前有 20 多个分委员会，它们研究 的内容如下

1. 802.1 研究局域网体系结构、寻址、网络互联和网络管理。
2. 802.2 研究逻辑链路控制子层 CLLC) 的定义。
3. 802.3 研究以太网介质访问控制协议 CSMNCD 及物理层技术规范。
4. 802.4 研究令牌总线网 CToken-Bus) 的介质访问控制协议及物理层技术规范。
5. 802.5 研究令牌环网 (Token-氏ng) 的介质访问控制协议及物理层技术规范。
6. 802.6 研究城域网介质访问控制协议 DQDB 及物理层技术规范。
7. 802.7 宽带技术咨询组，提供有关宽带联网的技术咨询。
8. 802.8 光纤技术咨询组，提供有关光纤联网的技术咨询。
9. 802.9 研究综合声音数据的局域网 (ND LAN) 介质访问控制协议及物理层技术规范。
10. 802.10 网络安全技术咨询组，定义了网络互操作的认证和加密方法。
11. 802.11 研究无线局域网 CWLAN) 的介质访问控制协议及物理层技术规范。
12. 1. 12 研究需求优先的介质访问控制协议 (lOOVG-AnyLAN)。
13. 802.14 研究采用线缆调制解调器 (Cable Modem) 的交互式电视介质访问控制协议及 物理层技术规范。
14. 802.15 研究采用蓝牙技术的无线个人网 (Wireless Personal Area Network, WPAN) 技术规范。
15. 802.16 宽带无线接入工作组，开发 2~66GHz 的无线接入系统空中接口。
16. 802.17 弹性分组环 (RPR) 工作组，制定了弹性分组环网访问控制协议及有关标准。
17. 802.18 宽带无线局域网技术咨询组 (Radio Regulatory)。
18. 802.19 多重虚拟局域网共存 (Coexistence) 技术咨询组。
19. 802.20 移动宽带无线接入 (MBWA) 工作组，正在制定宽带无线接入网的解决方案。
20. 802.21 研究各种无线网络之间的切换问题，正在制定与介质无关的切换业务 (MIH) 标准。
21. 802.22 无线区域网 (Wireless Regional Area Network, WRAN) 工作组，正在制定利 用感知无线电技术，在广播电视频段的空白频道进行无干扰无线广播的技术标准。

由于局域网是分组广播式网络，网络层的路由功能是不需要的，所以在 IEEE 802 标准中， 网络层简化成了上层协议的服务访问点 SAP。又由于局域网使用多种传输介质，而介质访问控 制协议与具体的传输介质和拓扑结构有关，所以， IEEE 802 标准把数据链路层划分成了两个子 层。与物理介质相关的部分叫作介质访问控制 (Media Access Control, MAC) 子层，与物理介 质无关的部分叫作逻辑链路控制 (Logical Access Control, LLC) 子层。 LLC 提供标准的 OSI 数据链路层服务，这使得任何高层协议（例如 TCP/IP、 SNA 或有关的 OSI 标准）都可运行于 局域网标准之上。局域网的物理层规定了传输介质及其接口的电气特性、机械特性、接口 电路 的功能，以及信令方式和信号速率等。整个局域网的标准以及与 OSI 参考模型的对应关系如图 4-6 所示。

从图 4-6 中可以看出，局域网标准没有规定 高层的功能，高层功能往往与具体的实现有关， 包含在网络操作系统 (NOS) 中，而且大部分 NOS 的功能都是与 OSI/RM 或通行的工业标准 协议兼容的。
局域网的体系结构说明，在数据链路层应当有两种不同的协议数据单元： LLC 帧和 MAC帧，这两种帧的关系如图 4-7 所示。从高层来的数据加上 LLC 的帧头就成为 LLC 帧，再向下传 送到 MAC 子层加上 MAC 的帧头和帧尾，组成 MAC 帧。物理层则把 MAC 帧当作比特流透明 地在数据链路实体间传送。

4.2 逻辑链路控制子层

逻辑链路控制子层规范包含在 IEEE 802.2 标准中 。这个标准与 HDLC 是兼容的，但使用 的帧格式有所不同。这是由于 HDLC 的标志和位填充技术不适合局域网，因而被排除，而且帧 校验序列由 MAC 子层实现，因而也不包含在 LLC 帧结构中。另外，为了适合局域网中的寻址， 地址字段也有所改变，同时提供目标地址和源地址。 LLC 帧格式如图 4-8 所示，帧的类型如表 4-5 所示。

4.2.1 LLC 地址

LLC 地址是 LLC 层服务访问点。 IEEE 802 局域网中的地址分两级表示，主机的地址是 MAC 地址， LLC 地址实际上是主机中上层协议实体的地址。一个主机可以同时拥有多个上层协议进 程， 因而就有多个服务访问点。 IEEE 802.2 中的地址字段分别用 DSAP 和 SSAP 表示目标地址 和源地址 （如图 4-8 所示）， 这两个地址都是 7 位长，相当于 HDLC 中的扩展地址格式。另外 增加的一种功能是可提供组地址，如图中的 i/G 位所示。 组地址表示一组用户 ， 而全 1 地址表 示所有用户。在源地址字段中的控制位 C/R 用于区分命令帧和响应帧。

4.2.2 LLC 服务

LLC 提供了以下 3 种服务。
(1) 无确认无连接的服务。这是数据报类型的服务，这种服务因其简单而不涉及任何流控 和差错控制功能，因而也不保证可靠地提交。 使用这种服务的设备必须在高层软件中处理可靠 性问题。
(2) 连接方式的服务。这种服务类似于 HDLC 提供的服务，在有数据交换的用户之间要建 立连接， 同时也通过连接提供流控和差错控制功能。
(3) 有确认无连接的服务。这种服务与前面两种服务有所交叉，它提供有确认的数据报， 但不建立连接。
这 3 种服务是可选择的。用户可根据应用程序的需要选择其中一种或多种服务。一般来说， 无确认无连接的服务用在以下两种情况： 一种是高层软件具有流控和差错控制机制，因而 LLC 子层就不必提供重复的功能，例如 TCP 或 ISO 的 TP4 传输协议就是这样的；另一种情况是连 接的建立和维护机制会引起不必要的开销，因而必须简化控制 。例如，周期性的数据采集或网 络管理等应用场合，偶然的数据丢失是允许的，随后来到的数据可以弥补前面的损失，所以不 必保证每一个数据都能可靠地提交。
连接方式的服务可以用在简单设备中，例如终端控制器，它只有很简单的上层协议软件， 因而由数据链路层硬件实现流控和差错控制功能。
有确认无连接的服务有高效而可靠的特点，适合于传送少量的重要数据。例如，在过程控 制和工厂自动化环境中， 中心站需要向大量的处理机或可编程控制器发送控制指令。由于控制 指令的重要性，所以需要确认。但如果采用连接方式的服务，则中心站必然要建立大量的连接， 数据链路层软件也要为建立连接、跟踪连接的状态而设置和维护大量的表格。这种情况下使用 有确认无连接的服务更有效。另外一个例子是传送重要而时间紧迫的告密或紧急控制信号 。由 于重要，所以需要确认；由于紧急，所以要省去建立连接的时间开销。

4.2.3 LLC 协议

LLC 协议与 HDLC 协议兼容（如表 4-5 所示），它们之间的差别如下。

1. LLC 用无编号信息帧支持无连接的服务，这叫 LLC 1 型操作。
2. LLC 用 HDLC 的异步平衡方式支待 LLC 的连接方式服务，这种操作叫 LLC2 型操作 。 LLC 不支持 HDLC 的其他操作。
3. LLC 用两种新的无编号帧支持有确认无连接的服务，这叫 LLC3 型操作。
4. 通过 LLC 服务访问点支持多路复用，即一对 LLC 实体间可建立多个连接。

这 3 类 LLC 操作都使用同样的帧格式，如图 4-8 所示。 LLC 控制字段使用 LLC 的扩展 格式。
LLC 1 型操作支持无确认无连接的服务。无编号信息帧 (UI) 用于传送用户数据。这里没 有流控和差错控制，差错控制由 MAC 子层完成。另外，有两种帧 XID 和 TEST 用于支待与 3 种协议都有关的管理功能。 XID 帧用于交换两类信息： LLC 实体支持的操作和窗口大小；而 TEST 帧用于进行两个 LLC 实体间的通路测试。当一个 LLC 实体收到 TEST 命令帧后，应尽快发回 TEST 响应帧。
LLC2 型操作支持连接方式的服务。当 LLC 实体得到用户的要求后可发出 置扩展的异步平 衡方式帧 SABME, 另一个站的 LLC 实体请求建立连接。如果目标 LLC 实体同意建立连接， 则以无编号应答帧 UA 回答，否则以断开连接应答帧 DM 回答。建立的连接由两端的服务访问 点唯一地标识。
连接建立后，使用 帧传送数据。 帧包含发送I接收顺序号，用于流控和捎带应答。 另外， 还有管理帧辅助进行流控和差错控制。数据发送完成后，任何一端的 LLC 实体都可发出断连帧 DISC 来终止连接。 这些与 HDLC 是完全相同的。
LLC 3 型操作支持有确认无连接的服务，要求每个帧都要应答。这里使用了一种新的无连 接应答帧 AC (Acknowledged Connectionless)。信息通过 AC 命令帧发送，接收方以 AC 响应帧 回答。为了防止帧的丢失，使用了 1 位序列号。发送者交替在 AC 命令帧中使用 0 和 1, 接收 者以相反序号的 AC 帧回答，这类似于停等协议中发生的过程。

4.3 IEEE 802.3 标准

对总线型、星型和树型拓扑最适合的介质访问控制协议是 CMSA/CD(Carrier Sense Multiple Access/Collision Detection)。 早期对 CSMA/CD 协议有较大影响的是 20 世纪 70 年代美国夏威夷 大学建立的 ALOHA 网络，其中运行的 ALOHA 协议的效率只有 0.184, 即使是经过改进的分 槽的 ALOHA 协议效率也只有 0.368, 大部分时间都被工作站之间的竞争发送浪费了，后来制 定的 CSMA/CD 协议效率则要高得多，详见下面的分析。

4.3.1 CSMA/CD 协议

ALOHA 系统效率不高，主要缺点是各个工作站独立地决定发送的时刻，使得冲突概率很 高，信道利用率下降。如果各个站在发送之前先监听信道上的发送情况，信道忙时后退一段时 间再发送，就可大大减少冲突概率。 这就是在局域网上广泛采用的载波监听多路访问 (CSMA) 协议。对于局域网，监听是很容易做到的。在局域网中，最远两个站之间的传播时延很小，只 有几微秒，只要有站在发送，别的站很快就会听到，从而可避免与正在发送的站产生冲突。同 时，帧的发送时间相对于网络延迟要大得多，一个帧一旦开始成功地发送，则在较长一段时 间内可保待网络中有效地传输，从而大大提高了信道利用率。
CSMA 的基本原理是： 站在发送数据之前，先监听信道上是否有别的站发送的载波信号。 若有，说明信道正忙，否则说明信道是空闲的，然后根据预定的策略决定：
(1) 若信道空闲，是否立即发送。
(2) 若信道忙，是否继续监听。
即使信道空闲，若立即发送仍然会发生冲突。一种情况是远端的站刚开始发送，载波信号 尚未到达监听站，这时监听站若立即发送，就会和远端的站发生冲突；另一种情况是虽然暂时 没有站发送，但碰巧两个站同时开始监听，如果它们都立即发送，也会发生冲突。所以，上面 的控制策略的第 （1) 点就是想要避免这种虽然稀少、但仍可能发生的冲突。若信道忙时，如 果坚持监听，发送的站一旦停止就可立即抢占信道。 但是，有可能几个站同时都在监听，同时 都抢 占信道， 从而发生冲突。以上控制策略的第 (2) 点就是进一步优化监听算法，使得有些 监听站或所有监听站都后退一段随机时间再监听，以避免冲突。

1. 监听算法

监听算法并不能完全避免发送冲突，但若对以上两种控制策略进行精心设计，则可以把冲 突概率减到最小。据此，有以下 3 种监听算法（如图 4-9 所示）。

(1) 非坚持型监听算法。 这种算法可描述如下： 当一个站准备好帧，发送之前先监听信道。
①若信道空闲 ， 立即发送，否则转②。
②若信道忙，则后退一个随机时间，重复①。
由于随机时延后退，从而减少了冲突的概率。然而，可能出现的问题是因为后退而使信道 闲置一段时间，这使信道的利用率降低，而且增加了发送时延。
(2) 1-坚待型监听算法。 这种算法可描述如下：当一个站准备好帧，发送之前先监听信道。
①若信道空闲 ， 立即发送， 否则转②。
②若信道忙，继续监听，直到信道空闲后立即发送。
这种算法的优缺点与前一种正好相反：有利于抢占信道，减少信道空闲时间。但是，多个 站同时都在监听信道时必然会发生冲突。
(3) P-坚持型监听算法。这种算法汲取了以上两种算法的优点，但较为复杂。这种算法描 述如下。
①若信道空闲，以概率 P 发送，以概率 (1-P) 延迟一个时间单位。一个时间单位等于网 络传输时延。
②若信道忙，继续监听直到信道空闲，转①。
③如果发送延迟一个时间单位, 则重复①。
困难的问题是决定概率 P 的值， P 的取值应在重负载下能使网络有效地工作。为了说明 P 的取值对网络性能的影响，假设有 n 个站正在等待发送，与此同时，有一个站正在发送。当这 个站发送停止时，实际要发送的站数等于 nP。 若 nP 大于 1, 则必有多个站同时发送，这必然 会发生冲突。这些站感觉到冲突后若重新发送，就会再一次发生冲突。更糟的是其他站还可能 产生新帧，与这些未发出的帧竞争，更加剧了网上的冲突。极端清况下会使网络吞吐率下降到 0。若要避免这种灾难，对于某种 n 的峰值， nP 必须小于 1 。然而，若 P 值太小，发送站就要 等待较长的时间。在轻负载的情况下，这意味着较大的发送时延。例如，只有一个站有帧要发 送，若 则以上算法的第①步重复的平均次数为 , 也就是说，这个站平均多等待 9 倍的时间单位。

各种监听算法以及 ALOHA 算法中网络负载和信道利用率的关系曲线如图 4-10 所示。 可 以看出， P 值小的监听算法对信道的利用率有利，但是引入了较大的发送时延。

2. 冲突检测原理

载波监听只能减小冲突的概率，不能完全避免冲突。当两个帧发生冲突后，若继续发送，将会浪费网络带宽。如果帧比较长，对带宽的浪费就大了。为了进一步改进带宽的利用率，发 送站应采取边发边听的冲突检测方法，即：
（1）发送期间同时接收，并把接收的数据与站中存储的数据进行比较。
(2) 若比较结果一致，说明没有冲突，重复 (1) 。
(3) 若比较结果不一致，说明发生了冲突，立即停止发送，并发送一个简短的干扰信号 (Jamming), 使所有站都停止发送。
(4) 发送 Jamming 信号后，等待一段随机长的时间，重新监听，再试着发送。
带冲突检测的监听算法把浪费带宽的时间减少到检测冲突的时间。对局域网来说，这个时 间是很短的。在图 4-11 中画出了基带系统中检测冲突需要的最长时间。这个时间发生在网络中 相距最远的两个站 (A 和 D) 之间。在 时刻， A 开始发送。假设经过一段时间 (网络最大传 播时延）后， D 开始发送。 D 立即就会检 测到冲突，并能很快停止。但 A 仍然感觉 不到冲突，并继续发送。再经过一段时间, A 才会收到冲突信号，从而停止发送。 可见，在基带系统中检测冲突的最长时间 是网络传播延迟的两倍，把这个时间 叫作 冲突窗口。
与冲突窗口相关的参数是最小帧长。设想图 4-11 中的 A 站发送的帧较短，在 时间内已经发送完毕，这样 A 站在整个 发送期间将检测不到冲突。为了避免这种 情况，网络标准中根据设计的数据速率和 最大网段长度规定了最小帧长 。

(4.1)

这里 R 是网络数据速率， d 为最大段长， v 是信号传播速度。有了最小帧长的限制，发送 站必须对较短的帧增加填充位， 使其等于最小帧长。接收站对收到的帧要检查长度，小于最小 帧长的帧被认为是冲突碎片而丢弃。

3. 二进程指数后退算法

上文提到，检测到冲突发送干扰信号后退一段时间重新发送。后退时间的多少对网络的稳 定工作有很大影响。特别是在负载很重的情况下，为了避免很多站连续发生冲突，需要设计有 效的后退算法。按照二进制指数后退算法，后退时延的取值范围与重发次数 n 形成二进制指数关系。或者说，随着重发次数 n 的增加，后退时延 的取值范围按 2 的指数增大。即第一次试 发送时 n 的值为 0, 每冲突一次 n 的值加 1, 并按下式计算后退时延。

其中，第一式是在区间[0,2n]中取一均匀分布的随机整数~. 第二式是计算出随机后退时延。为 了避免无限制的重发，要对重发次数 n 进行限制，这种情况往往是信道故障引起的。通常当 n 增加到某一最大值（例如 16) 时，停止发送，并向上层协议报告发送错误。

当然，还可以用其他的后退算法，但二进制指数后退算法考虑了 网络负载的变化情况。事 实上，后退次数的多少往往与负载大小有关，二进制指数后退算法的优点正是把后退时延的平 均取值与负载的大小联系了起来。

4. CSMA/CD 协议的实现

对于基带总线和宽带总线， CSM幻CD 的实现基本上是相同的，但也有一些差别。差别之 一是载波监听的实现 。 对于基带系统，是检测电压脉冲序列。由于以太网上的编码采用 Manchester 编码，这种编码的特点是每位中间都有电压跳变，监听站可以把这种跳变信号当作 代表信道忙的载波信号。对于宽带系统，监听站接收 RF 载波以判断信道是否空闲。
差别之二是冲突检测的实现。对于基带系统，是把直流电压加到信号上来检测冲突的。每 个站都测量总线上的直流电平，由于冲突而迭加的直流电平比单个站发出的信号强，所以 IEEE 802 标准规定，如果发送站电缆接头处的信号强度超过了单个站发送的最大信号强度，则 说明检测到了冲突。然而，信号在电缆上传播时会有衰减，如果电缆太长，就会使冲突信号到 达远端时的幅度小于规定的 CD 门限值。为此，标准限制了电缆长度 (500m 或 200m)。
对于宽带系统，有几种检测冲突的方法。方法之一是把接收的数据与发送的数据逐位比较。 当一个站向入径上发送时，同时 （考虑了传播和端头的延迟后）从出径上接收数据，通过比较 发现是否有冲突；另外一种方法用于分裂配置，由端头检查是否有破坏了的数据，这种数据的 频率与正常数据的频率不同。
对于双绞线星型网，冲突检测的方法更简单（如图 4-12 所示）。在这种情况下， Hub 监视 输入端的活动，若有两处以上的输入端出现信号，则认为发生冲突，并立即产生一个“冲突出 现”的特殊信号 CP, 向所有输出端广播。图 4-12 Ca) 是无冲突的情况。在图 4-12 Cb) 中连 接 A站的 Illub 检测到了冲突， CP 信号被向上传到了 HHub, 并广播到所有的站。图 4-12 C c) 表示的是三方冲突的例子。

4.3.2 CSMA/CD 协议的性能分析

下面分析传播延迟和数据速率对网络性能的影响。
吞吐率是单位时间内实际传送的位数。假设网上的站都有数据要发送，没有竞争冲突，各 站轮流发送数据，则传送一个长度为 L 的帧的周期为 tp十行，如图 4-13 所示。由此可得出最大吞 吐率为

其中， d 表示网段长度， v 为信号在铜线中的传播速度（光速的 65%~77%), R 为网络提供的 数据速率，或者称为网络容量。

同时可得出网络利用率

利用

这里假定是全双工信道， MAC 子层可以不要应答，而由 LLC 子层进行捎带应答。得出的 结论是： a (或者 Rd 的乘积）越大， 信道利用率越低。表 4-6 列出了 LAN 中 a 值的典型情况。 可以看出，对于大的高速网络，利用率是很低的。所以在跨度大的城域网中，同时传送的不只是一个帧，这样才可以提高网络效率。值得指出的是，以上分析假定没有竞争，没有开销，是 最大吞吐率和最大效率。实际网络中发生的情况更差，详见下面的讨论。

4.3.3 MAC 和 PHY 规范

最早采用 CSMA/CD 协议的网络是 Xerox 公司的以太网。 1981 年， DEC、 Intel 和 Xerox 三家公司制定了 DIX 以太网标准，使这一技术得到越来越广泛的应用。 IEEE 802 委员会制定局域网标准时参考了以太网标准，并增加了几种新的传输介质。读者下面会看到，以太网只是 802.3 标准中的一种。

1. MAC 帧结构

802.3 的帧结构如图 4-14 所示。

每个帧以 7 个字节的前导字段开头，其值为 10101010, 这种模式的曼彻斯特编码产生 、持续 9.6µs 的方波，作为接收器的同步信号。帧起始符的代码为 10101011, 它标志着一个帧的 开始。
帧内的源地址和目标地址可以是 6 字节或 2 字节长， 10Mbps 的基带网使用 6 字节地址。 目标地址最高位为 0 时表示普通地址，为 1 时表示组地址，向一组站发送称为组播 (Multicast)。 全 1 的目标地址是广播地址，所有站都接收这种帧。次最高位（第 46 位）用于区分局部地址 或全局地址。局部地址仅在本地网络中有效，全局地址由 IEEE 指定，全世界没有全局地址相 同的站。 IEEE 为每个硬件制造商指定网卡 (NIC) 地址的前 3 个字节，后 3 个字节由制造商自 己编码。
长度字段说明数据字段的长度。数据字段可以为 0, 这时帧中不包含上层协议的数据。为 了保证帧发送期间能检测到冲突， 802.3 规定最小帧为 64 字节。这个帧长是指从目标地址到校 验和的长度。由于前导字段和帧起始符是在物理层加上的，所以不包括在帧长中，也不参加帧 校验。如果帧的长度不足 64 字节，要加入最多 46 字节的填充位。
早期的 802.3 帧格式与 DIX 以太网不同， DIX 以太网用类型字段指示封装的上层协议，而 IEEE 802.3 为了通过 LLC 实现向上复用，用长度字段取代了类型字段。实际上，这两种格式可 以并存，两个字节可表示的数字值范围是 0~65 535, 长度字段的最大值是 1500, 因此 1501~ 65 535 之间的值都可以用来标识协议类型。事实上，这个字段的 1536~65 535 (0x0600~0xFFFF) 之间的值都被保留作为类型值，而 0~1500 则被用作长度的值。许多高层协议（例如 TCP/IP、 IPX、 DECnet4) 使用 DIX 以太网帧格式，而 IEEE 802.3/LLC 在 Apple Talk-2 和 NetBIOS 中得 到应用。
IEEE 802.3x 工作组为了支持全双工操作开发了流量控制算法，这使得帧格式出现了一些变化，新的 MAC 协议使用类型字段来区分 MAC 控制帧和其他类型的帧。 IEEE 802.3x 在 1997 年 2 月成为正式标准，使得原来的“以太网使用类型字段而 IEEE 802.3 使用长度字段”的差别消失。

2. CSMA/CD 协议的实现

IEEE 802.3 采用 CSMA/CD 协议，这个协议的载波监听、冲突检测、冲突强化和二进制数 后退等功能都由硬件实现。这些硬件逻辑电路包含在网卡中。网卡上的主要器件是以太网数据 链路控制器 (Ethernet Data Link Controller, EDLC)。这个器件中有两套独立的系统，分别用于 发送和接收，它的主要功能如图 4-15 所示。

IEEE 802.3 使用 1-坚持型监听算法，因为这个算法可及时抢占信道，减少空闲期，同时实 现也较简单。在监听到网络由活动变成安静后，并不能立即开始发送，还要等待一个最小帧间 隔时间，只有在此期间网络持续平静，才能开始试发送。最小帧间隔时间规定为 9.6µs。
在发送过程中继续监听。若检测到冲突，发送 8 个十六进制数的序列 55555555, 这就是协 议规定的阻塞信号。
接收站要对收到的帧进行校验。除 CRC 校验之外还要检查帧的长度。短于最小长度的帧 被认为是冲突碎片而丢弃，帧长与数据长度不一致的帧以及长度不是整数字节的帧也被丢弃。
另外，网卡上还有物理层的部分设备，例如 Manchester 编码器与译码器，存储网卡地址 的 ROM, 与传输介质连接的收发器，以及与主机总线的接口电路等。随着 VLSI 集成度的提高， 网卡技术发展很快，网卡上的器件数量越来越少，功能越来越强。

3.物理层规范

802.3 最初的标准规定了 6 种物理层传输介质，这些传输介质的主要参考数如表 4-7 所示。

由表 4-7 可知， Ethernet 规范与 10Base 5 相同。这里的 10 表示数据速率为 10 Mbps, Base 表示基带， 5 表示最大段长为 500m。其他几种标准的命名方法是类似的。
10Base 5 采用特性阻抗为 的粗同轴电缆。这种网络的收发器不在网卡上，而是直接与 电缆相连，称为外收发器，如图 4-16 所示。收发器电缆最长为 15m, 电缆段最长为 500m, 最 大节点数限于 100 个工作站。分接头之间的距离为 2.5m 的整数倍，这样的间隔保证从相邻分 接头处反射回来的信号不会叠加。如果通信距离较远，可以用中继器 (repeater) 把两个网络段 连接在一起。标准规定网络最大跨度为 2.5km, 由 5 段组成，最多含 4 个中继器，其中 3 段为 同轴电缆，其余为链路段，不含工作站。
10Base 2 标准可组成一种廉价网络，这是因为电缆较细，容易安装，收发器包含在工作站 内的网卡上，使用 T 型连接器和 BNC 接头直接与电缆相连，如图 4-17 所示。由于数据速率相 同， 10Base 2 网段和 10Base 5 网段可用中继器混合连接。这两种标准的主要参数对比如表 4-8 所示。

1Base 5 和 10Base-T 采用无屏蔽双绞线 (Unshilded Twisted Pair) 和星型拓扑结构。这两种网 络的段长是指从工作站到 Hub 的距离。 AT&T 开发的 1Base 5 网络叫作 StarLAN。 10Base-T 是早期市场上最常见的 LAN 产品，现在已经被更快的 100Base-T 产品代替了。
10Broad 36 是一种宽带 LAN, 采用双缆或分裂配置。单个网段的长度为1800m, 最大端到 端的距离是 3600m。这种网络可与基带系统兼容，方法是把基带曼码经过差分相移键控 (DPSK) 调制后发送到宽带电缆上。 还有一种叫作 10Base-F 的网络， F 代表光纤介质，可用同步有源星型 或无源星型结构实现，数据速率都是 10Mbps, 网络长度分别为 500m 和 2000m。

4.3.4 交换式以太网

在重负载下，以太网的吞吐率大大下降。实际的通信速率比网络提供的带宽低得多，这是 因为所有的站竞争同一信道所引起的。使用交换技术可以改善这种情况，交换式以太网就是 802.3 标准的改进，下面简述这种技术的基本原理。
交换式以太网的核心部件是交换机，这种设备有一个高速底板（工作速率为 1Gbps)。底板 上有 4~32 个插槽，每个插槽可连接一块插入卡，卡上有 1~8 个连接器，用于连接带有 10Base-T 网卡的主机，如图 4-18 所示。

连接器接收主机发来的帧。插入卡判断目标地址，如果目标站是同一卡上的主机，则把帧 转发到相应的连接器端口，否则就转发给高速底板。底板根据专用的协议进一步转发，送达目 标站。
当同一插入卡上有两个以上的站发送帧时就发生冲突。分解冲突的方法取决于插入卡的逻 辑结构。一种方法是同一卡上的所有端口连接在一起形成一个冲突域，卡上的冲突分解方法与 通常的 CSMA/CD 协议一样处理。这样，一个卡上同时只能有一个站发送，但整个交换机中有 多个插入卡，因而有多个站可同时发送。对整个网络的带宽提高的倍数等于插入卡的数量。
另外一种方法是把来自主机的输入由卡上的存储器缓冲，这种设计允许卡上同时有多个端口发送帧。对于存储的帧的处理方法仍然是适时转发，这样就不存在冲突了。这种技术可以把 标准以太网的带宽提高一到两个数量级。
进一步扩展联网范围的方法是把 10Base-T 的 Hub 连接在交换机上。这样的交换机相当于 网桥，它提供 10Base-T LAN 之间的互连，并根据目标地址进行帧转发。

4.3.5 高速以太网

1. 快速以太网

1995 年 100Mbps 的快速以太网标准 IEEE 802.3u 正式颁布，这是基于10Base-T 和 10Base-F 技术，在基本布线系统不变的情况下开发的高速局域网标准。快速以太网使用的传输介质如表 4-9 所示，其中多模光纤的芯线直径为 62.5µm, 包层直径为 125µm; 单模光纤的芯线直径为 8µm, 包层直径也是 125µm。

快速以太网使用的集线器可以是共享型或交换型，也可以通过堆叠多个集线器来扩大端口 数翟。互相连接的集线器起到了中继的作用，扩大了网络的跨距。快速以太网使用的中继器分 为两类，其中， 类中继器中包含了编/译码功能，它的延迟比 类中继器大，如图 4-19 所示。

与 10Mbps 以太网一样，快速以太网也要考虑冲突时槽和最小帧长问题。快速以太网的数 据速率提高了 10 倍，而最小帧长没有变，所以冲突时槽缩小为 5.12µs, 有

其中， S 表示网络的跨距， 0.7C 是 0.7 倍光速， 是工作站物理层时延。由于进出发送站都会 产生时延，所以取其两倍值。
按照式 (4.6), 可得到计算快速以太网跨距的公式

按照这个公式，结合表 4-10 中关于段长的规定，可以得到图 4-20 所示的各种连接方式。

在 IEEE 802.3u 的补充条款中说明了10Mbps 和 100Mbps 兼容的自动协商功能。当系统加 电后网卡就开始发送快速链路脉冲 (Fast Link Pulse, FLP) , 这是 33 位二进制脉冲串，前 17 位为同步信号，后 16 位表示自动协商的最佳工作模式信息。原来的 10Mbps 网卡发出的是正常 链路脉冲 (Normal Link Pulse, NLP), 自适应网卡也能识别这种脉冲，从而决定适当的发送 速率。

2. 千兆以太网

1000Mbps 以太网的传输速率更快，作为主干网提供无阻塞的数据传输服务。 1996 年 3 月， IEEE 成立了 802.3z 工作组，开始制定 1000Mbps 以太网标准。后来又成立了有 100 多家公司参 加的于兆以太网联盟 (Gibabit Ethernet Alliance, GEA), 支持 IEEE 802.3z 工作组的各项活动 。 1998 年 6 月公布的 IEEE 802.3z 和 1999 年 6 月公布的 IEEE 802.3ab 已经成为于兆以太网的正 式标准。它们规定了 4 种传输介质，如表 4-10 所示。

实现千兆数据速率需要采用新的数据处理技术。首先是最小帧长需要扩展，以便在半双工 的清况下增加跨距。另外， 802.32 还定义了一种帧突发方式 (frame bursting) , 使得一个站可以 连续发送多个帧。最后，物理层编码也采用了与 lOMbps 不同的编码方法，即 4B/5B 或 8B/9B 编码法。
千兆以太网标准适用于已安装的综合布线基础之上，以保护用户的投资。

3. 万兆以太网

2002 年 6 月， IEEE 802.3ae 标准发布，支持 10Gbps 的传输速率，规定的几种传输介质如 表 4-11 所示。传统以太网采用 CSMA/CD 协议，即带冲突检测的载波监听多路访问技术。与千 兆以太网一样，万兆以太网基本应用于点到点线路，不再共享带宽，没有冲突检测，载波监听 和多路访问技术也不再重要。千兆以太网和万兆以太网采用与传统以太网同样的帧结构。

4.3.6 虚拟局域网

虚拟局域网 (Virtual Local Area Network, VLAN) 是根据管理功能、组织机构或应用类型 对交换局域网进行分段而形成的逻辑网络。虚拟局域网与物理局域网具有同样的属性，然而其 中的工作站可以不属于同一个物理网段。任何交换端口都可以分配给某个 VLAN, 属于同一个 VLAN 的所有端口构成一个广播域。每一个 VLAN 都是一个逻辑网络，发往 VLAN 之外的分 组必须通过路由器进行转发。图 4-21 为一个 VLAN 设计的实例，其中为每个部门定义了一个 VLAN, 3 个 VLAN 分布在不同位置的 3 台交换机上。

在交换机上实现 VLAN, 可以采用静态的或动态的方法。
(1 ) 静态分配 VLAN。为交换机的各个端口指定所属的 VLAN。这种基于端口的划分方法是把各个端口固定地分配给不同的 VLAN, 任何连接到交换机的设备都属于接入端口所在的 VLAN。
(2) 动态分配 VLAN。动态 VLAN 通过网络管理软件包来创建，可以根据设备的 MAC 地 址、网络层协议、网络层地址、 IP 广播域或管理策略来划分 VLAN。根据 MAC 地址划分 VLAN 的方法应用最多，一般交换机都支持这种方法。无论一台设备连接到交换网络的什么地方，接 入交换机根据设备的 MAC 地址就可以确定该设备的 VLAN 成员身份。这种方法使得用户可以 在交换网络中改变接入位置，而仍能访问所属的 VLAN。但是，当用户数量很多时，对每个用 户设备分配 VLAN 的工作屋是很大的管理负担。
把物理网络划分成 VLAN 的好处如下。

1. 控制网络流量。一个 VLAN 内部的通信（包括广播通信）不会转发到其他 VLAN 中 去，从而有助于控制广播风暴，减小冲突域，提高网络带宽的利用率。
2. 提高网络的安全性。可以通过配置 VLAN 之间的路由来提供广播过滤、安全和流星控 制等功能。不同 VLAN 之间的通信受到限制，提高了企业网络的安全性。
3. 灵活的网络管理。 VLAN 机制使得工作组可以突破地理位置的限制而根据管理功能来 划分。如果根据 MAC 地址划分 VLAN, 用户可以在任何地方接入交换网络，实现移动办公 。

在划分成 VLAN 的交换网络中，交换机端口之间的连接分为两种：接入链路连接 (AccessLink Connection) 和中继链路连接 (Trunk-Link Connection) 。接入链路只能连接具有标准以太 网卡的设备，也只能传送属于单个 VLAN 的数据包。任何连接到接入链路的设备都属于同一个 广播域这意味着，如果有 10 个用户连接到一个集线器，而集线器被插入到交换机的接入链 路端口，则这 10 个用户都属于该端口规定的 VLAN。
中继链路是在一条物理连接上生成多个逻辑连接，每个逻辑连接属于一个 VLAN。在进入 中继端口时，交换机在数据包中加入 VLAN 标记。这样，在中继链路另一端的交换机就不仅要 根据目标地址，而且要根据数据包所属的 VLAN 进行转发决策。在图 4-22 中用不同的颜色表 示不同 VLAN 的帧，这些帧共享同一条中继链路。

为了与接入链路设备兼容，在数据包进入接入链路连接的设备时，交换机要删除 VLAN 标 记，恢复原来的帧结构。添加和删除 VLAN 标记的过程是由交换机中的专用硬件自动实现的， 处理速度很快，不会引入太大的延迟。从用户角度看，数据源产生标准的以太帧，目标接收的 也是标准的以太帧， VLAN 标记对用户是透明的。
IEEE 802.lq 定义了 VLAN 帧标记的格式，在原来的以太帧中增加了 4 个字节的标记(Tag) 字段，如图 4-23 所示。其中，标记控制信息 (Tag Control Information, TCI) 包含 Priority、 CFI 和 VID3 个部分，各个字段的含义如表 4-12 所示。

4.4 局域网互连

局域网通过网桥互连。 IEEE 802 标准中有两种关于网桥的规范： 一种是 802.ld 定义的透 明网桥，另一种是 802.5 标准中定义的源路由网桥。本节首先介绍网桥协议的体系结构，然后 分别介绍两种 IEEE 802 网桥的原理。

4.4.1 网桥协议的体系结构

在 IEEE 802 体系结构中，站地址是由 MAC 子层协议说明的，网桥在 MAC 子层起中继作 用。图 4-24 表示了由一个网桥连接两个 LAN 的情况，这两个 LAN 运行相同的 MAC 和 LLC 协议。当 MAC 帧的目标地址和源地址属于不同的 LAN 时，该帧被网桥捕获、暂时缓冲，然后 传送到另一个 LAN。当两个站之间有通信时，两个站中的对等 LLC 实体之间就有对话，但是网桥不需要知道 LLC 地址，只是传输 MAC 帧。

图 4-24 (b) 表示网桥传输的数据帧。数据由 LLC 用户提供， LLC 实体对用户数据附加上 帧头后传送给本地的 MAC 实体， MAC 实体再加上 MAC 帧头和帧尾，从而形成 MAC 帧。由 于 MAC 帧头中包含了目标站地址，所以网桥可以识别 MAC 帧的传输方向。网桥并不剥掉 MAC 帧头和帧尾，它只是把 MAC 帧完整地传送到目标 LAN。当 MAC 帧到达目标 LAN 后才可能被 目标站捕获。
MAC 中继桥的概念并不限于用一个网桥连接两个邻近的 LAN。 如果两个 LAN 相距较远， 可以用两个网桥分别连接一个 LAN, 两个网桥之间再用通信线路相连。图 4-25 表示两个网桥 之间用点对点链路连接的情况，当一个网桥捕获了目标地址为远端 LAN 的帧时，就加上链路 层（例如 HDLC) 的帧头和帧尾，并把它发送到远端的另一个网桥，目标网桥剥掉链路层字段 使其恢复为原来的 MAC 帧，这样， MAC 帧可最后到达目标站。

两个远程网桥之间的通信设施也可以是其他网络，例如广域分组交换网，如胆 4-26 所示。在这种情况下，网桥仍然是起到 MAC 帧中继的作用，但它的结构更复杂。假定两个网桥之间 是通过 X.25 虚电路连接，并且两个端系统之间建立了直接的逻辑关系，没有其他 LLC 实体， 这样， X.25 分组层工作于 802 LLC 层之下。为了使 MAC 帧能完整地在两个端系统之间传送， 源端网桥接收到 MAC 帧后，要给它附加上 X.25 分组头和 X.25 数据链路层的帧头和帧尾，然 后发送给直接相连的 DCE。这种 X.25 数据链路帧在广域网中传播，到达目标网桥并剥掉 X.25 字段，恢复为原来的 MAC 帧，然后发送给目标站。

在简单的情况下（例如，一个网桥连接两个 LAN), 网桥的工作只是根据 MAC 地址决定 是否转发帧，但是在更复杂的情况下，网桥必须具有路由选择的功能。例如在图 4-27 中，假定 站 1 给站 6 发送一个帧，这个帧同时被网桥 101 和 102 捕获，而这两个网桥直接相连的 LAN 都不含目标站。这时网桥必须做出决定是否转发这个帧，使其最后能到达站 6。显然，网桥 102 应该做这个工作，把收到的帧转发到 LANC, 然后再经网桥 104 转发到目标站。可见，网桥要 有做出路由决策的能力，特别是当一个网桥连接两个以上的网络时，不仅要决定是否转发，还 要决定转发到哪个端口上去。
网桥的路由选择算法可能很复杂。在图 4-28 中，网桥 105 直接连接 LANA 和 LANE, 从 而构成了从 LANA 到 LANE 之间的冗余通路。如果站 1 向站 5 发送一个帧，该帧既可以经网 桥 101 和网桥 103 到达站 5, 也可以只经过网桥 105 直接到达站 5。在实际通信过程中，可以 根据网络的交通情况决定传输路线。另外，当网络配置改变时（例如网桥 105 失效），网桥的 路由选择算法也要随之改变。考虑了这些因素后，网桥的路由选择功能就与网络层的路由选择 功能类似了。在最复杂的情况下，所有网络层的路由技术在网桥中都能用得上。当然，一般由 网桥互连局域网的情况远没有广域网中的网络层复杂，所以有必要研究更适合于网桥的路由技术。

为了对网桥的路由选择提供支持， MAC 层地址最好是分为两部分： 网络地址部分（标识 因特网中唯一的 LAN) 和站地址部分（标识某 LAN 中唯一的工作站）。 IEEE 802.5 标准建议： 16 位的 MAC 地址应分成 7 位的 LAN 编号和 8 位的工作站编号，而 48 位的 MAC 地址应分成 14 位的 LAN 编号和 32 位的工作站编号，其余位用于区分组地址／单地址以及局部地址／全局 地址。
在网桥中使用的路由选择技术可以是固定路由技术。像网络层使用的那样， 每个网桥中存 储一张固定路由表，网桥根据目标站地址查表选取转发的方向，选取的原则可以是某种既定的 最短通路算法。当然，在网络配置改变时，路由表要重新计算。
固定式路由策略适合小型和配置稳定的互连网络。除此之外， IEEE 802 委员会开发了两种 路由策略规范： IEEE 802.ld 标准是基于生成树算法的，可实现透明网桥；伴随 IEEE 802.5 标 准的是源路由网桥规范。下面分别介绍这两种网桥标准。

4.4.2 生成树网桥

生成树 (Spanning Tree) 网桥是一种完全透明的网桥，这种网桥插入电缆后就可以自动完 成路由选择的功能，无须由用户装入路由表或设置参数，网桥的功能是自己学习获得的。 以下 从帧转发、地址学习和环路分解 3 个方面讲述这种网桥的工作原理。

1. 帧转发

网桥为了能够决定是否转发一个帧，必须为每个转发端口保存一个转发数据库， 数据库中 保存着必须通过该端口转发的所有站的地址。 可以通过图 4-27 说明这种转发机制。图 4-27 中 的网桥 102 把所有互联网中的站分为两类，分别对应它的两个端口 ： 在 LANA、 B、 D 和 E 上 的站在网桥 102 的 LANA 端口一边，这些站的地址列在一个数据库中； 在 LANC 和 F 中的站在网桥 102 的 LAN C 端口 一边，这些站的地址列在另一个数据库中。当网桥收到一个帧时， 就可以根据目标地址和这两个数据库的内容决定是 否把它从一个端 口转发到另一个端口。作为一般情 况，假定网桥从端 口 X 收到一个 MAC 帧，则它按 以下算法进行路由决策（如图 4-29 所示）。
(1) 查找除 X 端口之外的其他转发数据库。
(2) 如果没有发现目标地址，则丢弃帧。
(3) 如果在某个端口 Y 的转发数据库中发现目 标地址， 并且 Y 端口没有阻塞（阻塞的原因下面讲 述），则把收到的 MAC 帧从 Y 端口发送出去；若 Y 端口阻塞，则丢弃该帧。

2. 地址学习

以上转发方案假定网桥 已经装入了转发数据 库。如果采用静态路由策略，转发信息可以预先装 入网桥。然而，还有一种更有效的自动学习机制， 可以使网桥从无到有地自行决定每一个站的转发方 向。获取转发信息的一种简单方案利用了 MAC 帧 中的源地址字段，下面简述这种学习机制。
如果一个 MAC 帧从某个端口到达网桥，显然它的源工作站处于网桥的入口 LAN 一边， 从帧的源地址字段可以知道该站的地址，于是网桥据此更新相应端口的转发数据库。 为了应付 网络拓扑结构的改变，转发数据库的每一数据项（站地址）都配备一个定时器。 当一个新的数 据项加入数据库时，定时器复位；如果定时器超时，则数据项被删除，从而相应传播方向的信 息失效。 每当接收到一个 MAC 帧时，网桥就取出源地址字段并查看该地址是否在数据库中， 如果已在数据库中，则对应的定时器复位，在方向改变时可能还要更新该数据项；如果地址不 在数据库中，则生成一个新的数据项并置位其定时器。
以上讨论假定在数据库中直接存储站地址。如果采用两级地址结构 （LAN 编号．站编号）， 则数据库中只需存储 LAN 地址部分就可以了，这样可以节省网桥的存储空间。

3. 环路分解——生成树算法

以上讨论的学习算法适用于因特网为树型拓扑结构的情况，即网络中没有环路，任意两个 站之间只有唯一通路，当因特网络中出现环路时这种方法就失效了。下面通过图 4-30 说明问题 是怎样产生的。假设在时刻 , 站 A 向站 B 发送了一个帧。每一个网桥都捕获了这个帧并且在 各自的数据库中把站 A 地址记录在 LANX 一边，随之把该帧发往 LANY。在稍后某个时刻 或 (可能不相等），网桥 a 和 b 又收到了源地址为 A、目标地址为 B 的 MAC 帧，但这一次是 从 LANY 的方向传来的，这时两个网桥又要更新各自的转发数据库，把站 A 的地址记在 LANY 一边。
可见，由环路引起的循环转发破坏了网桥的数据 库，使得网桥无法获得正确的转发信息。克服这个问 题的思路就是要设法消除环路，从而避免出现互相转 发的情况。幸好，图论中有一种提取连通图生成树的 简单算法，可以用于因特网络消除其中的环路。在因 特网络中，每一个 LAN 对应于连通图的一个顶点，而 每一个网桥对应于连通图的一个边。删去连通图的一 个边等价于移去一个网桥，凡是构成回路的网桥都可 以逐个移去，最后得到的生成树不含回路， 但又不改 变网络的连通性。需要一种算法，使得各个网桥之间通过交换信息自动阻塞一些传输端口，从而破坏所有 的环路并推导出因特网络的生成树。这种算法应该是动态的，即当网络拓扑结构改变时，网桥 能觉察到这种变化，并随即导出新的生成树。假定：
(1) 每一个网桥有唯一的 MAC 地址和唯一的优先级，地址和优先级构成网桥的标识符。
(2) 有一个特殊的地址用于标识所有网桥。
(3) 网桥的每一个端口有唯一的标识符，该标识符只在网桥内部有效。

另外，要建立以下概念。

• 根桥：即作为生成树树根的网桥，例如可选择地址值最小的网桥作为根桥。
• 通路费用：为网桥的每一个端口指定一个通路费用，该费用表示通过那个端口向其连 接的 LAN 传送一个帧的费用。两个站之间的通路可能要经过多个网桥，这些网桥的 有关端口的费用相加就构成了两站之间通路的费用。例如，假定沿路每个网桥端口的 费用为 1, 则两个站之间通路的费用就是经过的网桥数。另外，也可以把网桥端口的 通路费用与有关 LAN 的通信速率联系起来（一般为反比关系）。
• 根通路： 每一个网桥通向根桥的、费用最小的通路。
• 根端口 ： 每一个网桥与根通路相连接的端口。
• 指定桥： 每一个 LAN 有一个指定桥，这是在该 LAN 上提供最小费用根通路的网桥。
• 指定端口：每一个 LAN 的指定桥连接 LAN 的端口为指定端口。对于直接连接根桥的 LAN, 根桥就是指定桥。该 LAN 连接根桥的端 口即为指定端口。

根据以上建立的概念，生成树算法可采用下面的步骤。
(1) 确定一个根桥。
(2) 确定其他网桥的根端口。
(3 ) 对每一个 LAN 确定一个唯一的指定桥和指定端口，如果有两个以上网桥的根通路费 用相同，则选择优先级最高的网桥作为指定桥；如果指定桥有多个端口连接 LAN, 则选取标识 符值最小的端口为指定端口。
按照以上算法，直接连接两个 LAN 的网桥中只能有一个作为指定桥，其他都删除掉。这 就排除了两个 LAN 之间的任何环路。 同理，以上算法也排除了多个 LAN 之间的环路，但保待 了连通性。
为了实现以上算法，网桥之间要交换网桥协议数据单元。 IEEE 802.1d 定义了网桥协议数据 单元 BPDU 的格式，如图 4-31 所示。

其中 的各个字段解释如下。

• Protocol ID: 协议标识，恒为 0。
• Version: 版本号，恒为 0。
• Type: BPDU 类型，分为两种，即配置 BPDU 和 TCN (Topology Change Notifications) BPDU。
• Flags: 标志，表示活动拓扑中的变化，包含在 TCN 中。
• Root BID: 根网桥 ID。在会聚后的网络中，所有配置 BPDU 中的 Root BID 都相同， 由网桥优先级和 MAC 地址两部分组成。
• Root Path: 根通路费用，通向根网桥的费用。
• Sender BID: 发送 BPDU 的网桥 ID。
• Port ID: 端口 ID。
• M-Age (MessageAge): 报文生命期，记录根网桥生成 BPDU 的时间。
• Max.Age: 保存 BPDU 的最长时间，也反映了拓扑变化通知中的网桥表生存时间。
• Hello Time: 问询时间，指周期性配置 BPDU 的间隔时间 。
• FD (Forward Delay): 转发延迟，用于监听 (listening) 和学习 (learning) 状态的时间。

在最初建立生成树时， 最主要的信息如下。
(1) 发出 BPDU 的网桥的标识符及其端口标识符。
(2) 认为可作为根桥的网桥标识符。
(3) 该网桥的根通路费用。
开始时，每个网桥都声明自己是根桥并把以上信息广播给所有与它相连的 LAN。在每一个LAN 上只有一个地址值最小的标识符，该网桥可坚待自己的声明，其他网桥则放弃声明，并根 据收到的信息确定其根端口，重新计算根通路费用。当这种 BPDU 在整个互连网络中传播时， 所有网桥可最终确定一个根桥，其他网桥据此计算自己的根端口和根通路。在同一个 LAN 上 连接的各个网桥还需要根据各自的根通路费用确定唯一的指定桥和指定端口。显然，这个过程 要求在网桥之间多次交换信息，自认为是根桥的那个网桥不断广播自己的声明。例如在图 4-32 (a) 的网络中，通过交换 BPDU 导出生成树的过程简述如下 。

(1) 与 LAN2 相连的 3 个网桥 1、 3 和 4 选出网桥 l 为根桥，网桥 3 把它与 LAN2 相连的 端口确定为根端口（根通路费用为 10)。类似地，网桥 4 把它与 LAN2 相连的端口确定为根端 口（根通路费用为 5)。
(2) 与 LAN 1 相连的 3 个网桥 1、 2 和 5 也选出网桥 l 为根桥，网桥 2 和 5 相应地确定其 根通路费用和根端口。
(3)与 LAN5 相连的 3 个网桥通过比较各自的根通路费用的优先级选出网桥 4 为指定网桥， 其根端口为指定端口。
其他计算过程略。最后导出的生成树如图 4-32 (b) 所示。只有指定网桥的指定端口可转 发信息，其他网桥的端 口都必须阻塞起来。在生成树建立起来以后，网桥之间还必须周期地交 换 BPDU, 以适应网络拓扑、通路费用以及优先级改变的情况。
1998 年， IEEE 发表了 802.lw 标准，对原来的生成树协议进行了改进，定义了快速生成树协议 (Rapid Spanning Tree Protocol, RSTP), 用于加快生成树的收敛速度。最新的标 准 IEEE 802.lD-2004 对 RSTP 进行了改进，并作废了原来的 STP 标准。原来的生成树协议 一般需要 3o~sos 才能响应网络拓扑的改变，而新的快速生成树协议缩短到 3 倍 Hello 时 间（ 默认为 6s) 。 下面的例子说明了 RSTP 协议的操作过程。
图 4-33 (a) 是一个局域网互连的例子，这里用方框代表网桥，其中的数字代表网桥 ID, 云块代表网段。 根据选取规则， ID 最小的网桥 3 被选为根网桥，如图 4-33 （b) 所示。 假定所有网段的传输费用为 1, 则从网桥 4 达到根网桥的最短通路要经过网段 C, 因而网桥 4 连接网段 c 的端 口是根端口 (RP), 所有网桥的选定的根端口如图 4-33 （c) 所示。 下一 步要为每个网段选择指定端口 （DP)。 从网段 e 到达根网桥的最短通路要通过网桥 92, 所 以 网桥 92 连接网段 e 的端口为指定端口，各个网段的指定端口如图 4-33 Cd) 所示。图 4-33 （e) 表示用生成树算法计算出的所有端口的状态，如果一个活动端口既不是根端口，也不 是指定端 口，则它就被阻塞了 。 当连接网桥 24 和网段 c 的链路失效时，生成树算法重新计 算最短通路，网桥 5 原来阻塞的端口变成了网段 f 的指定端口，如图 4-33 (f) 所示。


按照 IEEE 802.ld 和 IEEE 802.lt 标准，网段的通信费用根据网络端口的数据速率确定， 如表 4-13 所示。

4.4.3 源路由网桥

生成树网桥的优点是易于安装，无须人工输入路由信息，但是这种网桥只利用了网络拓扑 结构的一个子集，没有最好地利用带宽。所以， 802.5 标准中给出了另一种网桥路由策略一 源路由网桥。源路由网桥的核心思想是由帧的发送者显式地指明路由信息。路由信息由网桥地 址和 LAN 标识符的序列组成，包含在帧头中。每个收到帧的网桥根据帧头中的地址信息可以 知道自己是否在转发路径中，并可以确定转发的方向。例如在图 4-34 中，假设站 X 向站 Y 发 送一个帧。该帧的旅行路线可以是 LAN 1 、网桥 Bl 、 LAN3 和网桥 B3; 也可以是 LAN 1 、网 桥 B2、 LAN4 和网桥 B4。如果源站 X 选择了第一条路径，并把这个路由信息放在帧头中，则 网桥 Bl 和 B3 都参与转发过程，反之，网桥 B2 和 B4 负责把该帧送到目标站 Y。

在这种方案中，网桥无须保存路由表，只须记住自己的地址标识符和它所连接的 LAN 标识 符，就可以根据帧头中的信息做出路由决策。然而，发送帧的工作站必须知道网络的拓扑结构， 了解目 标站的位置，才能给出有效的路由信息。在 802.5 标准中有各种路由指示和寻址模式用 于解决源站获取路由信息的问题。

1. 路由指示

按照 802.5 的方案，帧头中必须有一个指示器表明路由选择的方式。路由指示有以下 4 种 。

1. 空路由指示。 不指示路由选择方式，所有网桥不转发这种帧，故只能在同一个 LAN 中传送。
2. 非广播指示。这种帧中包含了 LAN 标识符和网桥地址的序列。帧只能沿着预定路径 到达目标站， 目标站只收到该帧的一个副本，这种帧只能在已知路由情况下发送。
3. 全路广播指示。 这种帧通过所有可能的路径到达所有的 LAN, 在有些 LAN 上可能多 次出现。 所有网桥都向远离源端的方向转发这种帧，目标站会收到来自不同路径的多个副本。
4. 单路径广播指示。 这种帧沿着以源节点为根的生成树向叶子节点传播，在所有 LAN 上出现一次并且只出现一次，目标站只收到一个副本。

全路广播帧不含路由信息，每一个转发这种帧的网桥都把自己的地址和输出 LAN 的标识 符加在路由信息字段中。这样，当帧到达目标站时就含有完整的路由信息了。为了防止循环转 发，网桥要检查路由信息字段，如果该字段中含有网桥连接的 LAN, 则不会再把该帧转发到这 个 LAN 上去。
单路径广播帧需要生成树的支待，生成树可以像上一小节那样自动产生生成树，也可由手 工输入配置生成树。只有在生成树中的网桥才参与这种帧的转发，因而只有一个副本到达目标站。与全路广播帧类似，这种帧的路由信息也是由沿路各网桥自动加上去的 。
源站可以利用后两种帧发现目标站的地址。例如，源站向目标站发送一个全路广播帧，目 标站以非广播帧响应并且对每一条路径来的副本都给出一个回答。这样源站就知道了到达目标 站的各种路径，可选取一种作为路由信息。另外，源站也可以向目标站发送单路径广播帧，目 标站以全路广播帧响应，这样源站也可以知道到达目标的所有路径。

2. 寻址模式

路由指示和 MAC 寻址模式有一定的关系。寻址模式有以下 3 种。
(1) 单播地址：指明唯一的目标地址。
(2) 组播地址：指明一组工作站的地址。
(3) 广播地址：表示所有站。
从用户的角度看，由网桥互连的所有局域网应该像单个网络一样，所以以上 3 种寻址方式 应在整个网络范围内有效。当 MAC 帧的目标地址为以上 3 种寻址模式时，与 4 种路由指示结 合可产生不同的接收效果，如表 4-14 所示。

从表 4-14 看出，如果不说明路由信息，则帧只能在源站所在的 LAN 内传播；如果说明了 路由信息，则帧可沿预定路径到达沿路各站。在两种广播方式中 ，因特网中的任何站都会收到 帧。但若是用于探询到达目标站的路径，则只有目标给予响应。全路广播方式可能产生大置的 重复帧，从而引起所谓的＂帧爆炸”问题。单路径广播产生的重复帧少很多 ，但需要生成树的 支待。

4.5 城域网

城域网比局域网的传输距离远，能够疫盖整个城市范围。城域网作为开放型的综合平台，要求能够提供分组传输的数据、语音、图像和视频等多媒体综合业务。城域网要比局域网有更 大的传输容量，更高的传输效率，还要有多种接入手段，以满足不同用户的需要。这一节讨论 城域网的组网技术。

4.5.1 城域以太网

以太网技术的成熟和广泛应用推动了以太网向城域网领域扩展。但是，传统的以太网协议 是为小范围的局域网开发的，在应用于更大范围的城域网时存在下面一些局限性。
(1) 传输效率不高。在局域网中采用的广播通信方式要求发送站占用全部带宽，同时以太 网的竞争发送机制要求把传输距离限制在较小的范围内。城域网通常可达上百公里的传输距 离，这种情况下必然造成部分带宽的浪费。
(2) 局域网应付通信故障的机制不完善，没有故障隔离和自愈能力。在服务范围扩大到整 个城市范围时，网络故障的影响不可忽视，自动故障隔离和快速网络自愈变得很重要。
(3) 局域网不能提供服务质量保证。城域网用户的需求是多种多样的，日益发展的多媒体 业务要求提供有保障的服务质量 (QoS)。
(4) 局域网的管理机制不完善。对于大的城域网，要求简单、易行的 OA&M (Operation Administration a:nd Management) 功能。
城域以太网论坛 (Metro Ethernet Forum, MEF) 是由网络设备制造商和网络运营商组成的 非盈利组织，专门从事城域以太网的标准化工作。 MEF 的承载以太网 (Carrier Ethernet) 技术 规范提出了以下几种业务类型。
(1) 以太网专用线 (Ethernet Private Line, EPL)。在一对用户以太网之间建立固定速率的 点对点专线连接。
(2) 以太网虚拟专线 (Ethernet Virtual Private Line, EVPL)。在一对用户以太网之间通过 第三层技术提供点对点的虚拟以太网连接，支待承诺的信息速率 (CIR)、峰值信息速率 CPIR) 和突发式通信。
(3) 以太局域网服务 （E-LAN Services)。由运营商建立一个城域以太网，在用户以太网之 间提供多点对多点的第二层连接，任意两个用户以太网之间都可以通过城域以太网通信。
其中的第 3 种技术被认为是最有前途的解决方案。提供 E-LAN 服务的基本技术是 802. lq 的 VLAN 帧标记。假定各个用户的以太网称为 C-网，运营商建立的城域以太网称为 S-网。如 果不同 C-网中的用户要进行通信，以太帧在进入用户网络接口 (User-Network Interface, UNI) 时被插入一个 S-VID (Server Provider-VLAN ID) 字段，用于标识 S-网中的传输服务，而用户 的 VLAN 帧标记 （C-YID) 则保持不变，当以太帧到达目标 C-网时， S-VID 字段被删除，如图4-35 所示，这样就解决了两个用户以太网之间透明的数据传输问题。这种技术定义在 IEEE 802. lad 的运营商网桥协议 (Provider Bridge Protocol) 中，被称为 Q-in-Q 技术。

Q-in-Q 实际上是把用户 VLAN 嵌套在城域以太网的 VLAN 中传送，由于其简单性和有效 性而得到电信运营商的青眯。但是这样一来，所有用户的 MAC 地址在城域以太网中都是可见 的，任何 C-网的改变都会影响到 S-网的配置，增加了管理的难度。而且 S-VID 字段只有 12 位， 只能标识 4096 个不同的传输服务，网络的可扩展性也受到限制。从用户角度看，网络用户的 MAC 地址都暴露在整个城域以太网中，使得网络的安全性受到威胁。
为了解决上述问题， IEEE 802.lah 标准提出了运营商主干网桥 (Provider Backbone Bridge, PBB) 协议。所谓主干网桥，就是运营商网络边界的网桥，通过 PBB 对用户以太帧再封装一层 运营商的 MAC 帧头，添加主干网目标地址和源地址（B-DA,B-SA）入主干网 VLAN 标识（B-VID） 以及服务标识 （I-SID) 等字段，如图 4-36 所示。由于用户以太帧被封装在主干网 以太帧中 ， 所以这种技术被称为 MAC-in-MAC 技术。
按照 802.lah 协议，主干网与用户网具有不同的地址空间。主干网的核心交换机只处理通 常的以太网帧头，仅主干网边界交换机才具有 PBB 功能。这样，用户网和主干网被 PBB 隔离， 使得扁平式的以太网变成了层次化结构，简化了网络管理，保证了网络安全。 802.lah 协议规定 的服务标识 （I-SID) 字段为 24 位，可以区分 1600 万种不同的服务，使得网络的扩展性得以提 升。由于采用了二层技术，没有复杂的信令机制，因此设备成本和维护成本较低，被认为是城 域以太网的最终解决方案。目前， IEEE 802.lah 标准正在完善之中 。

4.5.2 弹性分组环

弹性分组环 (Resilient Packet 沁ng, RPR) 是一种采用环型拓扑的城域网技术。 2004 年公 布的 IEEE 802.17 标准定义了 RPR 的介质访问控制方法、物理层接口以及层管理参数，并提出 了用于环路检测和配置、失效恢复以及带宽管理的一系列协议。 802.17 标准也定义了环网与各 种物理层的接口和系统管理信息库。 RPR 支持的数据速率可达 10Gbps。

1. 体系结构

RPR 的体系结构如图 4-38 所示。 MAC 服务接口提供上层协议的服务原语； MAC 控制子 层控制 MAC 数据通路，维护 MAC 状态，并协调各种 MAC 功能的相互作用； MAC 数据通路 子层提供数据传输功能； MAC 子层通过 PHY 服务接口发送／接收分组。

RPR 采用了双环结构，由内层的环 1 ( ringlet 1) 和外层的环 0 (ringlet 0) 组成，每个环 都是单方向传送，如图 4-39 所示。相邻工作站之间的跨距 (span) 包含传送方向相反的两条链 路 (ink)。如果 X 站接收 Y 站发出的分组，则 X 是 Y 的下游站，而 Y 是 X 的上游站。 RPR 支待多达 255 个工作站，最大环周长为 2000km。

2. 数据传送

工作站之间的数据传送有单播 (Unicast)、单向泛洪 (Unidirectional flooding)、双向泛洪 (Bi如ectional flooding) 和组播 (Multicast) 等几种方式。单播传送如图 4-40 所示。发送站可 以利用环 1 或环 0 向它的下游站发送分组，数据帧到达目标站时被复制并从环上剥离 (strip)。

泛洪传播是由一个站向多个目标站发送分组。单向泛洪有两种方式。数据帧中有一个 ttl (time to live) 字段，发送站将其初始值设置为目标站数，分组每经过一站， ttl 减 1, 当 ttl 为 0 时到达最后一个接收站，分组被复制并剥离，如图 4-41 (a) 所示。 另外一种泛洪方式是分组 返回发送站时被剥离，如图 4-41 (b) 所示。

双向泛洪要利用两个环同时传播，在两个方向发送的分组中设置不同的 tt1 值，当分组达 到最后一个目标站时被复制并剥离，如图 4-42 (a) 所示。如果环上有一个分裂点 (leave point) , 这时形成了开放环，如图 4-42 (b) 中的垂直虚线所示，在这种情况下，发送站要根据分裂点 的位置设置两个不同的 tt1 的值。

组播分组可以利用单向或双向泛洪方式发送，组播成员由分组头中的目标地址字段指定。

3. 基本帧格式

PRP 中传送的分组有数据帧、控制帧、公平帧和闲置帧等多种格式，基本帧格式如图 4-43 所示。如果传送以太帧，则把以太帧中的目标地址和源地址复制到 da 和 sa 字段，把protoco/Type 字段设置为以太帧的标识，并把以太帧中的服务数据单元和 CRC 校验和复制到 serviceDataUnit 和 字段，如图 4-44 所示。

4. RPR 的关键技术

下面介绍 RPR 的几个关键技术。
(1) 业务类型。 RPR 支待 3 种业务。 A 类业务提供保证的带宽，提供与传输距离无关的很 小的延迟抖动，适合语音、视频等电路仿真应用； B 类业务提供保证的带宽，提供与传输距离 相关的有限的延迟抖动，可以超信息速率 (Excess Information Rate, EIR) 传输，适合企业数 据传输方面的应用； C 类业务提供尽力而为的服务，适合用户的因特网接入。
(2) 空间复用。 RPR 的空间复用协议 (Spatial Reuse Protocol, SRP) 提供了寻址、读取分 组、管理带宽和传播控制信息等功能。在 RPR 环上， 数据帧被目标站从环上剥离，而不是像其 他环网那样返回源节点后被剥离。这样就使得多个节点分成多段线路同时传输数据，充分利用 了整个环路的带宽。例如，环上依次有 A、 B、 C、 D 这 4 个节点，分组经过 A 节点到达 B 节 点被剥离，另外的分组可以从 B 节点插入，并经 C 传送到 D 节点，从而有效地利用了环上 A 到 D 之间的带宽。
(3) 拓扑发现。 RPR 拓扑发现是一种周期性活动，也可以由某个需要知道拓扑结构的节点 发起。在拓扑发现过程中，拓扑发现分组经过的节点把自己的标识符加入到分组中的标识符队 列，产生一个新的拓扑发现分组，这样就形成了拓扑识别的累积效应。通过拓扑发现，节点可 以选择最佳的插入点，使得源节点到达目的节点的跳步数最小。
(4) 公平算法。公平算法是一种保证环上所有站点公平地分配带宽的机制。如果一个节点 发生阻塞，它就会在相反的环上向上游节点发送一个公平帧。上游站点收到这个公平帧时就调 整自己的发送速率使其不超过公平速率。一般来说，接收到公平帧的站点会根据具体情况做出 两种反应：若当前节点阻塞，它就在自己的当前速率和收到的公平速率之间选择一个最小值， 并发布给上游节点；若当前节点不阻塞，就不采取任何行动。
( 5 ) 环自愈保护。当 RPR 环中出现严重故障或者发生光纤中断后，中断处的两个站点就 会发出控制帧，沿光纤方向通知各个节点。正要发送数据的站点接收到这个消息后，立即把要 发送的数据倒换到另一个方向的光纤上。 一般来说，在环保护切换时，要按照业务流的不同服 务等级、根据相同目标一起倒换原则依次向反向光纤倒换业务。 RPR 和 SDH 一样，能保证业 务的倒换时间少于 50ms。