第 17卷 第 2期
2004年 6月
河南广播电视大学学报
Journal of Henan Radio＆ TV University
Vo1．17，No．2
June，2004
快 速 以太 网和 千 兆 以 太 网技 术
张 琳 黄仙姣
(河南财经学院，河南 郑州 450002)
摘 要：文章根据IEEE 802．3z提供的CSMA／CD模型，分析 了从以太网到快速以太网、火快速以太网到千兆
位 以太网的演变过程。对实现千兆位以太 网时CSMA／CD的MAC层所作的修改着重进行 了论述。
关键宇：DTE层次模型 ；载波扩展；帧突发
中图分类号：TP393 文献标识码：A 文章编号 ：167—2862(2Oo4)o2—63—03
一
、快速以太网和千兆以太网的DTE层次模型
以 太 网 的 标 准 都 是 由IEEE802．3颁 布 的 ，
IEEE802．3u完成 了快速以太网标准 ，IEEE802．3z完成
了千兆位以太网的标准。从IOBASE—T到100BASE—T，
从 IOOBASE—T到10o0BASE—T，IEEECSMA／CD模型发
生了两次演变，主要集中在靠近介质的部分，对应着
ISO七层参考模 中的物理层
应用展
表 示层
台 诘屠
传辅 屠
网 屉．
数据链龉层
柳理层
10Mb／s t00Mhis
二 、从 1OBASE一1’到100BASE—T
第一个变化是AUI被替代为MII。AUI的目的是减
弱MAC对PHY的要求，但并不能较好地适应各种PHY
层，这在许多PHY层被设计出来时表现的越来越明显。
但AUI有其成功之处，那就是很好地设计了与MAC的
接口，这使得MAC层不会因PHY层变化而做大的修改。
当需要传输lOOMbps时，AUI的位串行接口难以支持 。
MII采用4位(半位元组)接口，从而降低了所需的频率
(从位串行接口的1o0MHz降低到25MHz)。MII还增加
了MAC和PHY之间的专用报错和管理信号，这样，MII
在MAC和PHY之间的连线数多于AUI的连线数。MII可
以工作于lOMbps和lOOMbps两种情况，而AU1只能工作
于lOMbps。但是，AUI允许的最大距离是50米，而MI1只
允许0．5米 。
第二个改变是增加了协调子层(RS)。它位于MAC
和MII之间，提供MAC和MII之间的映射 ，因为MAC只能
提供位串行接口，而MII提供的却是半位元组宽度的发
送接收接 口。
第三个改变是增加了自动协商协议(AutoNeg)。为
使1o0BASE—T挤入原来的IOBASE—T市场，并支持用户
“向后兼容”，IOOBASE-T提供 了lOMbps和lOOMbps两
种工作机制，由自动协商协议自动探测应工作的传输
速率。
第四个改变是删去了曼彻斯特编码。原来的AUI
中适用的是曼彻斯特编码，如果工作于lOOMb／s，曼彻
斯特编码的位传输会产生高频，继而产生负面的影响。
为此 ，MII采用NRZ编码 。
第五个改变是中继器定义。在10Mb／s以太网中，
中继器允许接入任何介质。在lOOMb／s以太网中，中继
器分为I级和II级，I级中继器允许有较大的时延，可以
做编码模式之间的转换，因而支持接入各种介质；但
是 ，II级中继器对时间有严格的限制，中继器只能用于
一 种介质，并对此介质做了专门的优化。
收稿 日期 ：2003—12-15
作者简介 ：张琳 (1969一 )，女，河南财经学院讲师 ；黄仙姣(1964一 )，女 ，河南财经学院讲师。
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第 17卷第 2 烧
2∞4 年 6 月
河南广播电视大学学报 Vol. 17, No. 2
June，2α)4 Journal of Henan Radio & TV U血
快速以太丙和千兆以太罔挨求
张琳黄{自妓
(湾南财经学~，河南 郑州 45仪沁2)
摘 要:文章根据IEEE 提供的CSMA/CD模型，分析了从以太肉到快速以太网、叭快速以太同到千兆
往以太冽的演变过程，对实现千兆往以太同砖CSMA/CD的MAC层所作的修改着重进行了论述。
关键字 :DTE层次模型;载泼扩展;锁突发
中图分类号 :TP393 文献标识码 :A
一、镇速 i乙i末属和干兆以太雨的DTE层次模型
以太网的标准都是由 旗布的，
完成了'快速以太阿标准，完成
了千兆位以太爵的标准。从IOBASE-T到 I∞BASE-T ，
从 I∞BASE-T到 lOOOBASE - T ， IEEECSMAlCD模型发
生了再次演变，主要集中在靠近介质的部分，对在着
I50七层参考攫穹J 中的物理层斗
砾。七层参考德里
IEEE 8Q;U CSMNCTI 德壁
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鞠理层
10 Mbl~ tooMbl;. 2部)J Mb!5
二、从10BASE-TflJ l00BASE-T
第二个变化是AUI被替代为MIIo A凹的目的是减
弱MAC对PHY的要求，但并不能较好地适应各种PHY
层，这在许多PHY层被设计出来时表理的越来越明显 a
但AUI有其成功之处，那就是很好地设计了与MAC的
接口，这使得MAC层不会因PHY墨变化市做大的修改心
当需要传输 l∞Mbps时， A凹的位串行接口难以支持 ο
收稿日期 :2∞3-12-15
文章编号: 167-2862{2∞的02-63-03
Mll采用4位(半位元望〉接口，从雨降低了所需的腰率
〈从位串行接口的 1∞MHz降低到25MHzL MII还增加
了MAC和PHY之间的专犀报错租管理信号，这样，MII
在MAC和PHY之间的连线数多于A凹的连续数。 MII可
以工作于IOMbps和 1∞Mbps两种情况，雨AUI只能工作
于IOMbpsc 但是，AUI允许的最大距离是50米，而MII只
允诗米。
第二个改变是增却了协调子层(RS)。它位于MAC
和MII之间，提供MAC租MII之间的映射，因为MAC只能
提供位串仔接口，商MII提供的却是半位元组宽度的发
送接收接口 G
第三个改变是增加了自动褂离悔议(AutoNegL 为
使 1∞BASE-T挤入原来的IOBASE-T市场，并支持用户
"向后兼容" ， 1∞BASE-T提供了 IOMbps和 1∞Mbps两
种工作机制，由自动褂商协议自动探拥应工作的传输
速率。
第四个改变是删去了曼彻斯特编码 O 原来的Al月
中适用的是曼德斯特编码，如果工作于1∞Mb/s，曼街
斯特编码的位传输会产生高频，继黯产生负面的影嘀 c
为此， MII采用NRZ编码 Q
第五个改变是中继器定义 O 在 IOMb/s~太网中，
中继器允许接入任伺介质 G 在 1∞Mb/s以太阿中，中继
器分为I级和11级， 1级中继器允许有较大的时廷，可以
散结码模式之i悍的转换，因高支持接入各种介贵;但
是， II级中继器耳时间有严格的限制，中继器只能m于
一种介质，并对此全质做了专门的优化。
作者简介:张琳(1969- )，女，河南财经学院讲师 L黄他妓(1964- )，女，河南财经学院讲师。
· 64· 河南广播电视大学学报 2004正
第六个改变是支持全双工操作。与半双工操作相
比，100BASE—T制定的全双工操作不仅对提高带宽有
利 ，而且 ，扩大了网络直径。当CSMA／CD工作于
100Mbpstl~，网络的时间槽(距离最远的两端之间的往
返传输时间)将减少到原来的十分之一，网络直径(距
离最远的两端之间的距离)将为IOBASE—T的十分之
一
。全双工操作消除了往返传播延迟的限制，因此扩大
了最大 网络直径。
三、从lOOBASE—T到lOOOBASE—T
第一个改变是GMII替换了MII。MII无法支持干兆
位传输，在做了许多修改后，称为GMII(即GigabitMII)。
GMII采用8位收发数据通道，这有利于降低时钟频率，
即使如此，仍要求工作于125MHz，才能取得1Gb／s的传
输率。
第二个改变是采用8B／lOB编码，这是IBM为光缆
上高速信号传输开发的，它将8位净载荷编为10位 ，增
加的两位用于错误检查。基于光纤的采用8B／10B编码
的千兆位以太网PHY规范被称为1O00BASE—X。
第三个改变是恢复单中继器规范。虽然100BASE—
T有两级 中继器规范 ，但 干兆位 以太网又回到单 中继
器规范。在CSMA／CD网络以1Gb／s传输率工作于半双
工时，网络直径会很小，为此 ，千兆位以太网的MAC层
被迫做 了适 当修改。
第四个改变是在自动协商协议中加入对光纤介质
8B／lOB编码的支持。原来的自动协商协议是为UTP设
计的，不支持光纤介质 和8B／1OB编码 。修改后 的 自动
协商协议将在数据传输之前与目的端交换配置信息，
主要是做半或全双工模式的协商。
第五个改变是修改CSMA／CD操作和优选全双工。
由于MAC必须在一个时间槽中检测 出冲突，所 以，
CSMA／CD网络两端 的往返传输延 迟将直接影响到 网
络直径 。
在全双工模式中，由于不存在冲突概念，故对MAC
层未加修改。此时，与10Mb／s、100Mb／s以太网的MAC层
比较，干兆位以太网的MAC层只有速度上的增加。
第六个改变是与铜介质相 比，优选采用光纤。
10Mb／s、100Mb／s以太网主要用于办公电脑互连 ，介质
应廉价、简单、易于布线。
四、千兆位以太网MAC操作
IEEE802．3z任务组在实现千兆位以太网标准时 ，
首先考虑与现有的10Mb／s、100Mb／s标准的兼容性。在
以不同速率远行的网段之间、在网络分段和交换式网
络之问、以及诸如此类的情况下，为了实现转发帧时的
无缝操作，干兆位以太网必须保留原来的帧格式 、最
大／最小 帧长 ，以及二进制指 数后退 算法 (B[narv
Exponential Backoff) 但在半双工干兆位以太 网中 ，由
于存在较大的传播延迟，必须xqcsMA／CD的介质存取
控制层(即MAC)做一些修改。下面介绍要修改的主要
内容。
1．半双工操作中时间槽和最小帧长的关系
在以太网中，由于多个D1’E共享网络 ，所以，任何
一 个DTE在发送一帧前要检测网上是否空闲，在发送
一 帧过程中，还必须检测是否与其它DTE发出的帧产
生冲突。检测冲突的办法是边发边收，如果收到的与发
出的不一致 ，则表明有冲突发生。由于帧在全部发出
后，就无法做冲突检测，析因冲突而损坏的数据最长要
等一个端端往返时间才能被发送端收到，所以，最小帧
长应是由以太网端端往返时延决定的，后者被称为时
间槽，时间槽等于发送出最小帧的时问，即一位信号在
端端之间往返舆所花费的时间。
在IOBASE—T中，规定最小帧长为512位，在UTP上
可使CSMA／CD正常工作的最大直径是2000米。对于
IOOBASE—T传输512位的时间下降为IOBASE—T的十分
之一 ，网络直径为200米。对于100l0BASE—T以太 网，网
络最大直径为20米。因此，IEEE802．3z规定干兆位以太
网时间槽为512字节(~114096位)的传输时间。
2．载波扩展
将共享式干兆位以太网中时间槽扩大为512B，这
只是使CSMA／CD可用的第一步。扩大时间槽后，如果
将最小帧长也扩展到512B，那 么 ，连接 10Mb／s或
100Mb／s以太网和干兆位以太网的网桥必须做512B~SJ
64B的分块 和反 向的组装 ；具有干兆位链路 的服务器 ，
在发出确认帧时，由于也是512B(原来是64B)，将是所
需长度的8倍 。IEEE802．3z决定用”载波扩展”技术将最
小帧长与时间槽分离开来。
在载波扩展时，最小帧长仍是64B。当DTE发送帧
时，如果帧长大于一个时间槽(512B)，则MAC向上层
返回“发送结束”状态。如果帧长小于一个时间槽，则发
送状态将被抑制(即不允许发送下一帧)，物理层将发
送一个特殊“扩展载波”符号序列，直到时间槽结束为
止。显然，这些特殊符号是在帧校验序列(FCS)之后被
发送的。如果发送数据或扩展载波符号时发生冲突，则
发送器放弃发送，像通常一样发出一个拥塞序列。
虽然载波扩展在不增加最小帧长的同时，解决了
保持和lOOMb／sk2太网相同的网络直径问题，但它增
加了短帧的发送时间。对于64B而言，尽管发送速度提
高了十倍，但发送时问中的7／8用于传送扩展符号。因
此，对于只有短帧的网络，有效吞吐率只有25％，但这
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.64. 河南广播电视大学学报 2004 年
第六个改变是支持全双工操作ι 与半双工操作相
比， 1ooBASE-T能定的全双工操作不仅对提高带宽有
私，而且，扩大了网络直径二当 CSMAICD工作于
100Mbps时，网络的时间槽(距离最远的两端之间的往
返传输时间)将减少到原来的十分之一，网络直径(距
离最远的两端之间的距离)将为 10BASE-T的十分之
一。全班工操作消除了往返传播延迟的限制，因此扩大
了最大同络直径 Q
三、从l(附BASE-T到l000BASE-T
第一个改变是GMII替换了 MIIG MII无法支持子花
位传输，在做了许多修改后，称为GMII ( &P GigabitMII) c
G~II采用8位校友数据通道，这有利于薛母时悻频率，
即使如此，仍要求工作于 125MHz ，才能取得 1Gb/s的传
输率。
第二个改变是采用8B/10B编码，这是IBM为光撞
上高速信号传输开发的，它将8位净载荷编为lO位，增
加前两位用于错误检查」基于光纤的采用8B/ lOB编码
的干先位以太同P江Y现范被称为 1∞OBASE-X 0
第三个改变是恢复单中继器班1fL虽然1ooBASE
T有两级中继器嫂范，侄子兆位以太雨又吕到单中继
器规莲』在CSMAlCD网络以 1 Gb/sf专辑率工作于半双
工时，网络直径会很小.为此，千先位以太网的MAC层
被迫散了适当修改。
第四个政变是在自动由商协议中妇人对光纤介质
8B/108编码的支持飞原来的自动协商协议是为UTP设
计的，不支持无纤介震和88/10B编码。修改后的自萄
协商动议将在数据{专辑之前与吕的端交换配置信息，
主要是做半或全双工模式的m高二
第五个改变是修改CSMAlCD操作和住选全双工
由于~AC必须在一个时间槽中捡刻出冲突，所以，
CSMAICD网络两端的往返传输延迟将直接影响到同
络直径 c
在全双工模式中，由于不存在冲突榄念，故对MAC
层未加修改 ν 此时，与lOMb/s 、 looMb/s以太陀的基lAC层
比较，干兆位以太同的MAC层只有速度上的增加 3
第六个改变是与锅分质梧比，佳选采居光纤」
lOMb/s 、 looMb/s~J太同主要用于办公电翻互连，分质
应廉1ft 、简单、易于布提 ο
四、干兆位以太同rvlAC操作
任务组在实现干兆位以太网标准时，
首先考虑与现有的 10Mb/s 、 100Mb/s标准的兼容性4 在
以不同速率远行的同段之间、在两三各分段和交换式网
控告u层 (&PMAC)做一些修改。下面介绍要修改的主要
内容9
L半YY-工操件中时间槽租最小帧长的关系
在以太网中，由于多个D1主共享用络，所以，任何
一个DTE在发送一朝前要检测网上是否空阂，在发送
一帧过程中，还必须栓捕是否与其它DTE发出的帧产
生冲突。检部冲突的办法是边发边i泣，如果投到的与发
出的不一致， 9!~表明有冲突发生。由于赖在全部发出
后，就无法做冲突检捕，而自冲突雨损坏的数据最长要
等一个端端往返时间才能被发送端收到，所以，最小鞍
长应是白白太网端端往返时延决定的，后者被称为时
间槽，时间槽等于发迭出最小帧的时闰，那一位信号在
端端之i可往返舆所花费的时坷。
在lOBASE-T中，规定最小顿长为512位，在口?上
可{吏CSMAICD正常工作的最大直径是2α泊米 O 对于
1ooBASE-T传输512位的时间下薛为1OBASE-τ的十分
之一，网络直径为200米 Q 对于 1仪沁BASE-T(:J太网，网
络最大直径为20米。因此，规定子兆位以太
同时间槽为512字节 (&P4096位〉的传输时间 Q
2.载技扩展
将共享式千先住以太网中时间槽扩大为512B ，这
只是使CSMAICD可甫的第一步Q 扩大时间槽后，如果
将最小帧长也扩展到 512B，那么，连接 10Mb/s或
100Mb/s以太词和干兆位以太同的同桥必须做512B到
64B的分块和反向的组装;具有千兆位链路的服务器，
在发出确认帧时，由于也是512B(原来是64岛，将是所
需长度的8倍 o 决定用"载搜扩展"技术将最
小帧长与时间槽分离开来 Q
在载波扩展时，最小帧长仍是64Bo 当D1军发送串束
时，如果帧长大子一个时间槽 (512酌，周MAC向上罩
返吕"发送结束"状态。如果中贞长小于一个时间槽，到发
送状态将被拇踹〈即不允许发送下一顿) ，物理层将发
送一个特殊"扩展载披"符号岸列，直到时间槽结束为
止 c 呈然，这些特殊符号是在帧校验序列(FCS)之后撞
发迭的 c如果发送数据或扩展载搜持号时发生冲突，剧
发送器放弃发送，像通常一样发出一个据塞序列 Q
:‘
岛主 i、制8 þ:
t‘
主主人 5128 þ:
:<.
FCSιl纠 .磊
辈革瘟狞睡在噎
i‘ .:
国二 哥 4亏一较接扩展的帧路>\
结之间、以及诸如此类的情况下，为了实王军转发顿时的 虽然载波扩震在不增加最小帧长的同时，解决了
元璋操作，千花位以太问必须保留原来的帧格式、最 保持和 lOOMb/s以太网相同的网络直径问题， fg它增
大/最小帧长.以及二 i圭和i 指数在逞算法(I3 ina口' 加了短膜的发送时闺中对于64B而言，~管发送速度提
Exponential Backoff). {亘在半双工干兆位 (:J 太网中‘自 高了十倍，{旦发送时j司中的7/8用于传送扩展符号号因
于存在较大的传播延迟，必须对CSMAICD的介 ø:存取 此，对于只有短顿的网络，有效吞吐率只有259'c ， 望这
第2期 快速以太网和千兆以太网技术 ·65·
种情况不多见。通常，每帧的额外开销是比较小的。下
面的“帧突发”技术用来提高千兆位以太网的效率 ，尤
其用于网络流量主要由短帧组成的情况。
3．帧突发
帧突发的原理是这样的：当DTE试图发送一个可
能需要、也可能不需要载波扩展的帧时，一个突发计时
器也将同时被启动。如果第一个帧发送完成(即没有发
生冲突)，DTE将在下述条件下选择另一个网络帧 ：(i)
存在另一个帧要发送；(ii)“突发计时器”还未失效。
DTE发送一个帧时，先检查是第一帧 ，还是后续的
突发帧。这只需检查突发计时器是否有效即可。
如果是第一帧，则发送器检查是否还有帧等待发
送 ，及突发计时器是否有效。如果突发计时器有效 ，发
送器在发送第一帧后发96位的载波扩展。注意，突发期
间的载波扩展被视为帧间间隔。如需要，只在突发中的
第一帧后扩展。
如存在另一帧等待发送，则在帧间间隔后开始发
送。如没有 ，就终止突发 ，突发计时器被清除，DTE放
弃介质。
4．载波扩展和帧突发在最坏情况下的效率比较
对 1Oo0Mb／sCSMA／CD网络而言 ，其正常情况下
效率可表示为：
P
—
P+I—+p
其中，P：数据包长度(位)；I：帧时间隔(96位)；P：
前导序列长度(64位)。
最坏情况下，P=512位，因此，计算如下：
512／(512+96+64、一76％
对于只有载波扩展的 1000Mb／sCSMA／CD网络而
言，其正常的效率可表示为：
11 面
其中，s：时间槽(4096位)
对于最短帧(p=512位)而言，效率最低 ，计算如
下 ：
512／(4096+96+64 ) 12％
只带载波扩展的千兆位 CSMA／CD网络在最坏情
况下比 IOOMB／s以太网的效率下降 64％。带帧突发的
千兆位以太网的效率可表示为(根据 MoHe等)：
11：
max{s,p}+n(P+I+p)
其中，n：第一帧后突发的帧数
和前面一样，最坏情况发生于 p=512位时。当突发
定时器为 65536时，一次突发过程中可发送的短帧数
为(65536—4096)／(512+64+96) 92。可得此时的效率
为 ： 93*512／(4096+92*672) 72％
这几乎是普通 CSMA／CD网络在最坏情况下的效
率 的 95％。
五、小结
本文介绍了 10BASE—T、100BASE-T和1O00BASE—
T，尤其对它们之间的差别做 了简单的说 明 。在
10BASE—T基础上 ，实现快速 以太 网主要是 修改
10Mb／s以太网的 AUI，MII是支持 100Mb／s传输率的
关键；在快速以太网基础上，实现千兆位以太网除了要
继续修改 MII，还要修改 MAC层 ，载波扩展和帧突发
技术是支持半双工模式千兆位 CSMA／CD网络的关
键。限于篇幅，对快速以太网、千兆位以太网的实现技
术这里仅做了部分阐述。以太网，尤其是快速以太网、
千兆位以太网是非常流行的组网技术，有全面深入了
解的必要。
参考文献 ：
[1]Jayant K，lan C．，Mohan K．千兆以太网教程一向高宽带网络迁移[M]．北京：清华大学出版社，1995．
[2]LiamB．Quiun，RichardG．russel1．快速以太网[M]．北京：人民邮电出版社，1999．
[3]RichSeiferr．千兆以太网技术应用[M]．北京：机械工业出版社，2000．
[4]李增智．计算机网络原理[M]．西安：西安交通大学出版社，1991．
[5]DavidG．Cunningham，WilliamG．Lane．组网用网：千兆位以太组网技术[M]．北京：电子工业出版社，2001
[6]SidmieFeit．组网用网高速局域网[M]．北京：电子工业出版社，2001．
On the Technology of Fast Ethernet and Gigabit Ethernet
ZHANG Lin．HUANG Xian-jiao
(Henan Financial＆ Economics Institute，Zhengzhou，Henan 450002 )
Abstract：Based upon the model of CSMA／CD issued by IEEE 802．3z，the evolvement process both from
Ethernet to fast Ethernet and then to Gigabit Ethernet is analyzed，and the modification on MAC layer in
CSMA／CD while implementing Gigabit Ethernet iS emphatically discussed．
Key words：layer Model of D1E；extend of carrier wave；frame burst (责任编辑：孙长忠)
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第 2 黯 快速以太网和千兆l;:~太网技术 • 65 •
种清挺不多见。通常，每帧的额外开销是比较小的。下
菌的"赖突发"技术用来提高于兆位以太网的效率，尤
其用子网络流量主要出短帧组成的靖况G
3.帧突发
帧突发剖原理是这样的:当D1主试图发送一个可
能需要、也可能不需要载波扩展的帧时，一个突发计时
器也将同时被启动。如果第-个院发送完成(却没有发
生冲突)，DTE将在下述条件下选择另-个网络赖: (i)
存在另-个脚要发送; (ii)"突发计时器"还未失效c
DTE发送一个帧时，先检查是第一帧，还是后续的
突发帧。这只需检查突发计时器是否有效即可。
如果是第一帧，则发送器检查是否还有赖等待发
送，及突发计时器是否有效c 如果突发计时器有效，发
送器在发送第一帧后发96泣的载波扩展。注意，突发辑
部的载波扩展被提为帧闰间隔。如需要，只在突发中的
第一脑后扩展。
如存在另一帧等待发送，则在顿闺阁踊后开始发
送c 如没有，就终止突发，突发计时器被清除，DTE 放
弃介质。
4.载搜扩展和赖突发在最坏情况下的效率比较
对 I仪泊Mb/sCSMAlCD 网络部言，其正常情况下
效率可表示为:
P
η=一一一一
P+I+p
其中，P: 数据包长度(位) ; 1 :赖时间隔 (96 位) ;P:
前导序列长度 (64 位)。
最坏情况下，P=512 位，由此，计算如下:
512/(512+96+64) 自76%
建于只有载援扩展的 10∞Mb/sCSMAlCD 网络而
言，其正常的效率可表示为:
参考文献:
T]= P ---~--
max ls ,P! +I+p
其中 ，S: 时间槽(4096 垃〉
对于最短帧 (p=512 位)而言，效率最低，计算如
下:
512/( 4096+96+64) = 12%
只带载、技扩展的千兆位 CSMAlCD 网络在最坏情
况下比 1∞MB/s 以太罔的效率下降 64%。带帧突发的
千兆位以太肉的效率可表示为(握握 Molle 等) :
η=~口+1}P
m缸 ls剖 +n(P+I+p}
其中 "n:第一朝后突发的帧数
和前匪一样，最坏情况发生于 p=512 位时。当突发
定时器为 65536 时次突发过程中可发送的短顿数
为(65536-4096)/(512+64+96) 自920 可得此时的效率
为 93巧 12/ ( 4096+92*672 ) = 72%
这几乎是普通 CSMAlCD 网络在最坏情况下的效
率的 95% 。
五、小结
本文介绍了lOBASE-T ， 1∞BASE-T 租 10∞BASE
T，尤其对它们之间的差别做了简单的说明。在
lOBASE-T 基础上，实理快速以太同主要是修改
lOMb/s 以太同的 AUI ， MII 是支持 1∞Mb/s 传输率的
关键;在'抉速以太同基础上，实王军千兆位以太陪除了要
继续修改 MII，还要告改 MAC 层，载搜扩展和制突发
技术是支持半m工模式千兆位 CSMA/CD 网络的关
键马黑子篇幅，叉子快速以太罔、千兆位以太同的实现技
术这里仅做了部分阐述。以太罔，尤其是快速以太网、
于兆位以太再是非常流行前组网技术，有全雷深入了
解的必要。
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On the Technology of Fast Ethernet and Gigabit Ethernet
ZHANG Lin , HUANG Xian-jiao
( Henan Financial & Economics Institute , Zhengzho日， Henan 45α)()2 )
Abstract: Based upon the model of CSMA/CD issued by IEEE , the eγolvement procεss both from
Ethernet to fast Ethernet and then to Gigabit Ethernet is analyzed ,and the modification on MAC layer in
CSMAlCD while implementing Gigabit Ethernet is emphatically discussed.
Key words: layer Model of DτE; extend of carrier 有ave; frame burst 责任编辑:孙长忠)
