Технології комутації кадров (frame switching) в локальних мережах Обмеження традиційних технологій (Ethernet, Token Ring), заснованих на поділюваних середовищах передачі даних

Повторювачі та концентратори локальних мереж реалізують базові технології, розроблені для поділюваних середовищ передачі даних. Класичним представником такої технології є технологія Ethernet на коаксіальному кабелі. У такій мережі всі комп'ютери поділяють в часі єдиний канал зв'язку, утворений сегментом коаксіального кабелю (малюнок 2.1).

Рис. 2.1. Розділяється канал передачі даних у мережі Ethernet

При передачі будь-яким комп'ютером кадру даних всі інші комп'ютери приймають його за загальним коаксіальному кабелю, перебуваючи з передавачем в постійному побітне синхронізм. На час передачі цього кадру ніякі інші обміни інформації в мережі не дозволяються. Спосіб доступу до загального кабелю управляється нескладним розподіленим механізмом арбітражу - кожен комп'ютер має право почати передачу кадру, якщо на кабелі відсутні інформаційні сигнали, а при одночасній передачі кадрів декількома комп'ютерами схеми приймачів вміють розпізнавати і обробляти цю ситуацію, яка називається колізією. Обробка колізії також нескладна - все що передають вузли припиняють виставляти біти своїх кадрів на кабель і повторюють спробу передачі кадру через випадковий проміжок часу.

Робота всіх вузлів мережі Ethernet в режимі великий розподіленої електронної схеми із загальним тактовим генератором призводить до виникнення кількох обмеженням, накладається на мережу. Основними обмеженнями є:  Максимально допустима довжина сегмента. Вона залежить від типу      використовуваного кабелю: для витої пари це 100 м, для тонкого коаксіалу --      185 м, для товстого коаксіалу - 500 м, а для оптоволокна - 2000 м. Для      найбільш дешевих і поширених типів кабелю - кручений пари й тонкого      коаксіалу - це обмеження часто стає вельми небажаним.      Технологія Ethernet пропонує використовувати для подолання цього      обмеження повторювачі і концентратори, що виконують функції посилення      сигналу, поліпшення форми фронтів імпульсів та виправлення похибок      синхронізації. Проте можливості цих пристроїв зі збільшення максимально      допустимої відстані між будь-якими двома вузлами мережі (яке називається      діаметром мережі) не дуже великі - число повторювачів між вузлами не може      перевищувати 4-х (так зване правило чотирьох хабів). Для витої пари це      дає збільшення до 500 м (рисунок 2.2). Крім того, існує загальна      обмеження на діаметр мережі Ethernet - не більше 2500 м для будь-яких типів      кабелю і будь-якої кількості встановлених концентраторів. Це обмеження      потрібно дотримуватися для чіткого розпізнавання колізій усіма вузлами мережі, як      б далеко (в заданих межах) вони один від одного не знаходилися, інакше      кадр може бути переданий з спотвореннями.

Рис. 2.2. Максимальний діаметр мережі Ethernet на кручений парі  Максимальне число вузлів в мережі. Стандарти Ethernet обмежують      число вузлів в мережі граничним значенням в 1024 комп'ютера незалежно      від типу кабелю та кількості сегментів, а кожна специфікація для      конкретного типу кабельної системи встановлює ще й своє, більш жорстке      обмеження. Так, до сегмента кабелю на тонкому коаксіалі не можна підключити      понад 30 вузлів, а для товстого коаксіалу це число збільшується до 100      вузлів. У мережах Ethernet на кручений парі і оптоволокні кожен відрізок кабелю      з'єднує лише два вузла, але так як кількість таких відрізків      специфікація не обмовляє, то тут діє загальне обмеження в 1024      вузла.

Існують також й інші причини, крім наявності зазначених у стандартах обмежень, з якими кількість вузлів у мережі Ethernet зазвичай не перевершує кількох десятків. Ці причини лежать в самому принципі поділу в часі одного каналу передачі даних між усіма вузлами мережі. При підключенні до такого каналу кожен вузол користується його з'єднання - 10 Мб/с - протягом тільки деякої частки загального часу роботи мережі. Відповідно, на вузол доводиться ця ж частка пропускної спроможності каналу. Навіть якщо спрощено вважати, що всі вузли отримують рівні частки часу роботи каналу і непродуктивні втрати часу відсутні, то при наявності в мережі N вузлів на один вузол доводиться тільки 10/N Мб/с пропускної здатності. Очевидно, що при великих значеннях N пропускна здатність, що виділяється кожному вузлу, виявляється настільки малою величиною, що нормальна робота додатків і користувачів стає неможливою - затримки доступу до мережевих ресурсів перевищують тайм-аути додатків, а користувачі просто відмовляються так довго чекати відгуку мережі.

Випадковий характер алгоритму доступу до середовища передачі даних, прийнятий в технології Ethernet, погіршує ситуацію. Якщо запити на доступ до середовища генеруються вузлами у випадкові моменти часу, то при великій їх інтенсивності ймовірність виникнення колізій також зростає і призводить до неефективного використання каналу: час виявлення колізії і час її обробки становлять непродуктивні витрати. Частка часу, протягом якого канал надається у розпорядження конкретного вузла, стає ще менше.

На малюнку 2.3 показана залежність затримок доступу до середовища передачі даних у мережі Ethernet від кількості вузлів мережі. Експоненціальний зростання затримок при збільшенні числа вузлів дуже характерний як для технології Ethernet, так і для інших технологій локальних мереж, заснованих на поділі каналів у часі - Token Ring, FDDI, 100VG-AnyLAN.

Рис. 2.3. Залежність затримок доступу до середовища передачі даних
мережі Ethernet від числа вузлів мережі

До недавнього часу в локальних мережах рідко використовувалися мультимедійні додатки, які перекачують великі файли даних, нерідко складаються з декількох десятків мегабайт. Програми ж, що працюють з алфавітно-цифровою інформацією, не створювали значного трафіку. Тому довгий час для сегментів Ethernet було дійсним емпіричне правило - в поділюваному сегменті не повинно бути більше 30 вузлів. Тепер ситуація змінилася і нерідко 3-4 комп'ютера повністю завантажують сегмент Ethernet з його максимальною пропускною спроможністю до 10 Мб/с або ж 14880 кадрів в секунду.

Більш універсальним критерієм завантаженості сегмента Ethernet у порівнянні із загальною кількістю вузлів є сумарне навантаження на сегмент, що створюється його вузлами. Якщо кожен вузол генерує в середньому mi кадрів у секунду для передачі по мережі, то середня сумарне навантаження на мережу буде складати Si mi кадрів в секунду. Відомо, що за відсутності колізій, тобто за найсприятливішого розкиді запитів на передачу кадрів в часі, сегмент Ethernet може передати не більше 14880 кадрів в секунду (для найкоротших за стандартом кадрів в 64 байти). Тому, якщо прийняти цю величину за одиницю, то ставлення Si mi/14880 буде характеризувати ступінь використання каналу, що називається також коефіцієнтом завантаження.

Залежність часу очікування доступу до мережі від коефіцієнта завантаження набагато менше залежить від інтенсивності трафіку кожного вузла, тому цю величину зручно використовувати для оцінки пропускної здатності мережі, що складається з довільного числа вузлів. Імітаційне моделювання мережі Ethernet і дослідження її роботи з допомогою аналізаторів протоколів показали, що при коефіцієнті завантаження в районі 0.3 - 0.5 починається швидке зростання числа колізій і відповідно часу очікування доступу. Тому в багатьох системах управління мережами гранична межа для індикатора коефіцієнта завантаження по замовчуванням встановлюється на величину 0.3.

Обмеження, пов'язані з виникаючими колізіями і великим часом очікування доступу при значній завантаженні розділяється сегмента, найчастіше виявляються більш серйозними, ніж обмеження на максимальну кількість вузлів, визначене в стандарті з міркувань стійкої передачі електричних сигналів у кабелях.

Технологія Ethernet була обрана в якості прикладу при демонстрації обмежень, притаманних технологій локальних мереж, тому що в цій технології обмеження виявляються найбільш яскраво, а їх причини досить очевидні. Проте подібні обмеження властиві і всім іншим технологіям локальних мереж, так як вони спираються на використання середовища передачі даних як одного розділяється ресурсу. Кільця Token Ring і FDDI також можуть використовуватися вузлами мережі тільки в режимі розділяється ресурсу. Відмінність від каналу Ethernet тут полягає тільки в тому, що маркерний метод доступу визначає детерміновану черговість надання доступу до кільця, але як і раніше при наданні доступу одного вузла до кільця всі інші вузли не можуть передавати свої кадри і повинні чекати, поки що володіє правом доступу вузол не завершить свою передачу.

Як і в технології Ethernet, в технологіях Token Ring, FDDI, Fast Ethernet і 100VG-AnyLAN також визначені максимальні довжини окремих фізичних сегментів кабелю і обмеження на максимальний діаметр мережі і максимальна кількість в ній вузлів. Ці обмеження дещо менш сором'язливі, ніж у технології Ethernet, але також можуть бути серйозною перешкодою при створенні великої мережі.

Особливо ж швидко може проявитися обмеження, пов'язане з коефіцієнтом завантаження загального середовища передачі даних. Хоча метод маркерного доступу, який використовується в технологіях Token Ring і FDDI, або метод пріоритетних вимог технології 100VG-AnyLAN дозволяють працювати з більш завантаженими середовищами, все одно ці відмінності тільки кількісні - різке зростання часу очікування починається в таких мережах при більших коефіцієнтах завантаження, десь в районі 60% - 70%. Якісний характер наростання часу очікування доступу і в цих технологіях той же, і він не може бути принципово іншим, коли загальна Середа передачі даних розділяється в часі між комп'ютерами мережі.

Загальна відмова від локальних мереж, побудованих тільки з використанням повторювачів і концентраторів, полягає в тому, що загальна продуктивність такої мережі завжди фіксована й дорівнює максимальної продуктивності використовуваного протоколу. І цю продуктивність можна підвищити тільки перейшовши до іншої технології, що пов'язано з дорогої заміною всього устаткування.

Розглянуті обмеження є платою за переваги, які дає використання поділюваних каналів в локальних мережах. Ці переваги суттєві, недарма технології такого типу існують вже близько 20 років.

До переваг слід віднести в першу чергу:  простоту топології мережі;  гарантію доставки кадру адресату при дотриманні обмежень      стандарту і коректно працює апаратурі;  простоту протоколів, що забезпечила низьку вартість мережевих      адаптерів, повторювачів і концентраторів;

Однак що почався процес витіснення повторювачів і концентраторів комутаторами говорить про те, що пріоритети змінилися, і за підвищення загальної пропускної здатності мережі користувачі готові піти на витрати, пов'язані з придбанням комутаторів замість концентраторів. Локальні мости - попередники комутаторів

Для подолання обмежень технологій локальних мереж вже досить давно почали застосовувати локальні мости, функціональні попередники комутаторів.

Міст - це пристрій, що забезпечує взаємозв'язок двох (рідше кількох) локальних мереж за допомогою передачі кадрів з однієї мережі в іншу за допомогою їхнього проміжного буферизації. Міст, на відміну від повторювача, не намагається підтримати побітового синхронізм в обох об'єднуються мережах. Замість цього він виступає по відношенню до кожної з мереж як кінцевий вузол. Він приймає кадр, буферизує його, аналізує адресу призначення кадру і тільки в тому випадку, коли адресуються вузол дійсно належить іншій мережі, він передає його туди.

Для передачі кадру в іншу мережу міст повинен отримати доступ до її розділяється середовища передачі даних у відповідності з тими ж правилами, що й звичайний вузол.

Таким чином міст, ізолює трафік одного сегмента від трафіку іншого сегменту, фільтруючи кадри. Так як у кожен із сегментів тепер прямує трафік від меншого числа вузлів, то коефіцієнт завантаження сегментів зменшується (малюнок 2.4).

Рис. 2.4. Локалізація трафіка при використанні мосту

Міст не тільки знижує навантаження в об'єднаній мережі, але й зменшує можливості несанкціонованого доступу, так як пакети, призначені для циркуляції усередині одного сегмента, фізично не з'являються на інших, що виключає їх "прослуші-
вання "станціями інших сегментів.

За своїм принципом дії мости підрозділяються на два типи. Мости першого типу виконують так звану маршрутизацію від джерела (Source Routing), метод, розроблений фірмою IBM для своїх мереж Token Ring. Цей метод вимагає, щоб вузол-відправник пакета розміщував в ньому інформацію про маршрут пакета. Іншими словами, кожна станція повинна виконувати функції по маршрутизації пакетів. Другий тип мостів здійснює прозору для кінцевих станцій передачу пакетів (Transparent Bridges). Саме цей тип мостів ліг в основу сучасних комутаторів, тому зупинимося на ньому докладніше.

Особливості та алгоритми прозорих мостів

Прозорі мости є найбільш поширеним типом мостів. Для прозорих мостів мережа представляється наборами МАС-адрес пристроїв, що використовуються на канальному рівні, причому кожен набір пов'язаний з певним портом мосту.

Мости використовують ці адреси для ухвалення рішення про просування кадру, коли кадр записується у внутрішній буфер моста з якої-небудь його порту. Мости не мають доступу до інформації про адреси мереж, що відноситься до більш високого - мережевому - рівня, і вони нічого не знають про топологію зв'язків сегментів або мереж між собою. Таким чином, мости є абсолютно прозорими для протоколів, починаючи з мережного рівня і вище. Ця прозорість дозволяє мостах передавати пакети різних протоколів високого рівня, жодним чином не впливаючи на їх вміст.

Внаслідок функціональної обмеженості мости мають досить простий пристрій і являють собою зручний і недорогий засіб для побудови інтермережі.

Мости забезпечують можливість з'єднання двох або більше мереж для утворення єдиної логічної мережі. Вихідні мережі стають мережевими сегментами результуючої мережі. Кожен такий сегмент залишається доменом колізій, тобто ділянкою мережі, в якому всі вузли одночасно фіксують і обробляють колізію. Проте колізії одного сегмента не приводять до виникнення колізій в іншому сегменті, тому що міст не здійснює побітового синхронізм сегментів і обмежує колізії тим сегментом, в якій вони виникають.

Мости регенерують пакети, які вони передають з одного порту на іншій (операція forwarding). Однією з переваг використання мостів є збільшення відстані, що покривається интерсеть, тому що кількість перетинаються мостів не впливає на якість сигналу.

Рис. 2.5. Міст як комунікаційний пристрій канального рівня

Прозорі мости мають справу як з адресою джерела, так і з адресою призначення, які є в кадрах локальних мереж. Міст використовує адреса джерела для автоматичної побудови своєї бази даних адрес пристроїв, що називається також таблицею адрес пристроїв. У цій таблиці встановлюється приналежність адреси вузла будь-якому порту мосту. Всі операції, які виконує міст, пов'язані з цією базою даних. На малюнку 2.5 показаний фрагмент мережі, що містить двупортовий міст, і відповідна цього фрагменту частину таблиці адрес пристроїв. Внутрішня структура мосту показана на малюнку 2.6. Функції доступу до середовища при прийомі і передачі кадрів виконують мікросхеми MAC.

Рис. 2.6. Склад і структура мосту

Всі порти моста працюють у так званому "нерозбірливому" (promisquous) режимі захоплення пакетів, то есть все що надходять на порт пакети запам'ятовуються в буферної пам'яті. За допомогою такого режиму міст стежить за всім трафіком, що передаються у приєднаних до нього сегментах і використовує що проходять через нього пакети для вивчення складу мережі.

Коли міст отримує кадр від будь-якого свого порту, то він (після буферизації) порівнює адресу джерела з елементами бази даних адрес. Якщо адреса відсутній в базі, то він додається до неї. Якщо ця адреса вже є в базі, то можливі два варіанти - або адресу надійшла з того самого порту, який зазначений у таблиці, або він прийшов з іншого порту. В останньому випадку рядок таблиці, відповідна оброблюваному адресою, оновлюється - номер порту замінюється на нове значення (очевидно, станцію з даними адресою перемістили в інший сегмент мережі). Таким способом міст "вивчає" адреси пристроїв мережі та їх приналежність портів та відповідним сегментах мережі. Через здатність мосту до "навчання" до мережі можуть додаватися нові пристрою без необхідності реконфігурірованія мосту. Адміністратор може оголосити частина адрес статичними і не беруть участі в процесі навчання (при це він їх повинен поставити сам). У випадку статичної адреси прихід пакету з даними адресою та значенням порту, не збігається з зберігаються в базі, буде проігноровано і база не поновиться.

Крім адреси джерела міст переглядає і адреса призначення кадру, щоб прийняти рішення про його подальше просування. Міст порівнює адреса призначення кадру з адресами, що зберігаються в його базі. Якщо адреса призначення належить тому ж сегменту, що й адреса джерела, то міст "фільтрує" (filtering) пакет, тобто видаляє його зі свого буфера і нікуди не передає. Ця операція допомагає захистити мережу від засмічення непотрібним трафіком.

Якщо адреса призначення присутній в базі даних і належить іншому сегменту в порівнянні з сегментом адреси джерела, то міст визначає, який з його портів пов'язаний з цією адресою і "просуває" (forwarding) кадр на відповідний порт. Потім порт повинен отримати доступ до середовища підключеного до нього сегмента і передати кадр вузлів даного сегмента.

Якщо ж адреса призначення відсутня в базі або ж це широкомовна адресу, то міст передає кадр на всі порти, за винятком того порту, з якого він прийшов. Такий процес називається "затопленням" (flooding) мережі. Затоплення гарантує, що пакет буде поміщений на всі сегменти мережі і, отже, доставлений адресату або адресатам. Точно також міст надходить по відношенню до кадрів з невідомим адресою призначення, затоплюючи їм сегменти мережі. Очевидно, що деякий час після ініціалізації міст виконує тільки операцію затоплення, так як він нічого не знає про приналежність адрес сегментах мережі.

Рисунок 2.5 ілюструє процеси навчання, фільтрації і просування. Припустимо, що станції 1 і 2 є новими станціями на сегменті 1. Коли станція 1 вперше направляє кадр станції 2, то міст визначає, що адреси станції 1 немає в базі адрес і додає його туди. Потім, так як адреси станції 2 також немає в базі адрес, міст "затоплює" всі сегменти (в даному випадку це тільки один сегмент 2).

Коли станція 2 посилає у відповідь кадр, міст додає в свою базу й адреса 2. Потім він переглядає таблицю бази адрес і виявляє, що адреса 1 в ній є і відноситься до сегменту 1, якому належить і адресу джерела. Тому він фільтрує цей кадр, тобто видаляє його з буфера і нікуди не передає.

Міст, який працює за описаним алгоритмом, прозорий не тільки для протоколів всіх рівнів, вище канального, але і для кінцевих вузлів мережі. Ця прозорість полягає в тому, що вузли не посилають мосту свої кадри спеціальним чином, вказуючи в них адреса порту мосту. Навіть за наявності мосту в мережі кінцеві вузли продовжують надсилати кадри даних безпосередньо іншим вузлам, вказуючи їх адреси в якості адрес призначення кадрів. Тому порти мостів взагалі не мають МАС-адрес, працюючи в режимі "нерозбірливого" захоплення всіх кадрів. Така прозорість мосту спрощує роботу кінцевих вузлів, і ця властивість докорінно відрізняє міст від маршрутизатора, якому вузол відправляє кадр явно, вказуючи МАС-адреса порта маршрутизатора в своєму кадрі.

На малюнку 2.7 показана копія екрану з адресною таблицею модуля мосту концентратора System 3000 компанії Bay Networks. З нього видно, що мережа складається з двох сегментів - LAN A і LAN B. У сегменті LAN A є принаймні 3 станції, а в сегменті LAN B - 2. Чотири адреси, помічені зірочками, є статичними, причому кадри, що мають адреси, помічені Flood, мають поширюватися широкомовно.

Описана процедура добре працює до тих пір, поки Вам не переносять свої комп'ютери з одного логічного сегмента в інший. Так як MAC-адресу мережного адаптера апаратно встановлюється виробником, то при переміщенні комп'ютера мости повинні періодично оновлювати вміст своїх адресних баз. Для забезпечення цієї функції запису в адресній базі діляться на два типи - статичні і динамічні. З кожною динамічної записом пов'язаний таймер неактивності. Коли міст приймає кадр з адресою джерела, відповідним деякої записи в адресній базі, то відповідний таймер неактивності скидається в початковий стан. Якщо ж від будь-якої станції довгий час не надходить кадрів, то таймер неактивності вичерпує свій інтервал, і відповідна йому запис видаляється з адресної бази.

Рис. 2.7. Таблиця просувань мосту System 3000 Local Bridge

Проблема петель при використанні мостів

Навчання, фільтрація та просування засновані на існуванні одного логічного шляху між будь-якими двома вузлами мережі. Наявність декількох шляхів між пристроями, відомих також як "активні петлі", створює проблеми для мереж, побудованих на основі мостів.

Рис. 2.8. Вплив замкнутих маршрутів на роботу мостів

Розглянемо як приклад мережа, наведену на малюнку 2.8. Два сегмента паралельно з'єднані двома мостами так, що утворилася активна петля. Нехай нова станція з адресою 10 вперше посилає пакет іншої станції мережі, адреса якої також поки невідомий мосту. Пакет потрапляє як в міст 1, так і в міст 2, де її адреса заноситься до бази адрес з позначкою про його приналежність сегменту 1. Так як адреса призначення невідомий мосту, то кожен міст передає пакет на сегмент 2. Ця передача відбувається по черзі, у відповідності з методом випадкового доступу технології Ethernet. Нехай перший доступ до сегмента 2 отримав міст 1. При появі пакету на сегменті 2 міст 2 приймає його в свій буфер і обробляє. Він бачить, що адреса 10 вже є в його базі даних, але прийшов пакет є більш свіжим, і він стверджує, що адреса 10 належить сегменту 2, а не 1. Тому міст 2 коригує вміст бази і робить запис про те, що адреса 10 належить сегменту 2. Аналогічно надходить міст 1, коли міст 2 передає свою буферізованние раніше першу версію пакету на сегмент 2. У результаті пакет нескінченно циркулює по активній петлі, а мости постійно оновлюють записи в базі, відповідні адресою 10. Мережа засмічується непотрібним трафіком, а мости входять у стан "вібрації", постійно оновлюючи свої бази даних.

У простих мережах порівняно легко гарантувати існування одного і тільки одного шляху між двома пристроями. Але коли кількість з'єднань зростає або интерсеть стає складним, то ймовірність ненавмисного освіти петлі стає високою. Крім того, бажано для підвищення надійності мати між мостами резервні зв'язки, які не беруть участі при нормальній роботі основних зв'язків в передачі інформаційних пакетів станцій, але при відмові будь-якої основної зв'язку утворять нову зв'язкову робочу конфігурацію без петель. Описані завдання вирішує алгоритм покриває дерева (Spanning Tree Algorithm, STA).

Вимоги до пропускної здатності мосту

Досі ми припускали, що при використанні моста для зв'язку двох сегментів замість повторювача загальна продуктивність мережі завжди підвищується, тому що зменшується кількість вузлів у кожному сегменті та завантаження сегмента зменшується на ту частку трафіку, який тепер є внутрішнім трафіком іншого сегмента. Це дійсно так, але за умови що міст передає межсегментний трафік без значних затримок і без втрат кадрів. Однак, аналіз розглянутого алгоритму роботи моста говорить про те, що міст може і затримувати кадри і, за певних умов, втрачати їх. Затримка, що вноситься мостом, дорівнює принаймні часу запису кадру в буфер. Як правило, після запису кадру на обробку адрес також йде деякий час, особливо якщо розмір адресної таблиці великий. Тому затримка збільшується на час обробки кадру.

Час обробки кадру впливає не тільки на затримку, але й на ймовірність втрати кадрів. Якщо час обробки кадру виявиться менше інтервалу до надходження наступного кадру, то наступний кадр буде поміщений в буфер і буде очікувати там, поки процесор моста не звільнитися і не займеться обробкою що надійшов кадру. Якщо середня інтенсивність надходження кадрів буде протягом тривалого часу перевищувати продуктивність моста, тобто величину, зворотний середнього часу обробки кадру, то буферна пам'ять, наявна у моста для зберігання необроблених кадрів, може переповнитися. У такій ситуації мосту нікуди буде записувати надходять кадри і він почне їх втрачати, тобто просто відкидати.

Втрата кадру - ситуація дуже небажана, тому що її наслідки не ліквідуються протоколами локальних мереж. Втрата кадру буде виправлена тільки протоколами транспортного або прикладного рівнів, які помітять втрату частини своїх даних і організують їх повторну пересилання. Однак, при регулярних втрати кадрів канального рівня продуктивність мережі може зменшиться в кілька разів, тому що тайм-аути, що використовуються в протоколах верхніх рівнів, істотно перевищують часи передачі кадрів на канальному рівні, і повторна передача кадру може відбутися через десятки секунд.

Для запобігання втрат кадрів міст повинен володіти продуктивністю, що перевищує середню інтенсивність межсегментного трафіку і великий буфер для зберігання кадрів, що передаються в періоди пікового навантаження.

У локальних мережах часто виявляється справедливим емпіричне правило 80/20, яке говорить про те, що при правильному розбитті мережі на сегменти 80% трафіку виявляється внутрішнім трафіком сегмента, і тільки 20% виходить за його межі. Якщо вважати, що це правило діє по відношенню до конкретної мережі, то міст повинен володіти продуктивністю в 20% від максимальної пропускної здатності сегмента Ethernet, тобто продуктивністю 0.2 (14880 = 3000 кадри на секунду. Звичайно локальні мости володіють продуктивністю від 3000 кадрів в секунду і вище.

Однак, гарантій на доставку кадрів у будь-яких ситуаціях міст, на відміну від повторювача, не дає. Це його принциповий недолік, з яким доводиться миритися. Принципи комутації сегментів і вузлів локальних мереж, що використовують традиційні технології

Технологія комутації сегментів Ethernet була запропонована фірмою Kalpana в 1990 році у відповідь на зростаючі потреби в підвищенні пропускної здатності зв'язків високопродуктивних серверів з сегментами робочих станцій. Ця технологія заснована на відмові від використання поділюваних ліній зв'язку між усіма вузлами сегменту і використанні комутаторів, що дозволяють одночасно передавати пакети між усіма його парами портів.

Функціонально багатопортовий комутатор працює як багатопортовий міст, тобто працює на канальному рівні, аналізує заголовки кадрів, автоматично будує адресну таблицю і на підставі цієї таблиці перенаправляє кадр в один із своїх вихідних портів або фільтрує його, видаляючи з буфера. Нововведення полягало у паралельній обробці надходять кадрів, у той час як міст обробляє кадр за кадром. Коммутатор ж зазвичай має декілька внутрішніх процесорів обробки кадрів, кожен з яких може виконувати алгоритм мосту. Таким чином, можна вважати, що комутатор - це мультипроцесорні міст, має за рахунок внутрішнього паралелізму високу продуктивність.

Структурна схема комутатора EtherSwitch, запропонованого фірмою Kalpana, представлена на малюнку 2.9.

Кожен порт обслуговується одним процесором пакетів Ethernet - EPP (Ethernet Packet Processor). Крім того, комутатор має системний модуль, який координує роботу всіх процесорів EPP. Системний модуль веде загальну адресну таблицю комутатора і забезпечує управління комутатором по протоколу SNMP. Для передачі кадрів між портами використовується комутаційна матриця, подібна тим, які працюють в телефонних комутаторах або мультипроцесорних комп'ютерах, поєднуючи кілька процесорів з декількома модулями пам'яті.

Рис. 2.9. Структура комутатора Kalpana

При надходженні кадру в якийсь порт процесор EPP буферизує кілька перших байт кадру, для того, щоб прочитати адресу призначення. Після отримання адреси призначення процесор відразу ж приймає рішення про передачу пакета, не чекаючи приходу інших байт кадру. Для цього він переглядає свій власний кеш адресної таблиці, а якщо не знаходить там потрібної адреси, то звертається до системного модуля, який працює в багатозадачному режимі, паралельно обслуговуючи запити всіх процесорів EPP. Системний модуль проводить перегляд загальної адресної таблиці і повертає процесору знайдену рядок, яку той буферизує у своєму кеші для подальшого використання.

Після знаходження адреси призначення в адресній таблиці, процесор EPP знає, що потрібно далі робити з вступником кадром (під час перегляду адресної таблиці процесор продовжував буферизацію що надходять у порт байт кадру). Якщо кадр потрібно відфільтрувати, то процесор просто припиняє записувати в буфер байти кадру і чекає надходження нового кадру.

Якщо ж кадр потрібно передати на інший порт, то процесор звертається до комутаційної матриці і намагається встановити в ній шлях, що зв'язує його порт з портом адреси призначення. Комутаційна матриця може це зробити тільки в тому випадку, коли порт адреси призначення в цей момент вільним, тобто не з'єднаний з іншим портом. Якщо ж порт зайнятий, то кадр повністю буферизує процесором вхідного порту, після чого процесор очікує звільнення вихідного порту і освіти комутаційної матрицею потрібного шляху.

Після того, як потрібний шлях встановився, в нього направляються буферізованние байти кадру, які приймаються процесором вихідного порту, а після одержання їм доступу до середовища передаються в мережу. Процесор вхідного порту постійно зберігає кілька байт приймається кадру у своєму буфері, що дозволяє йому незалежно і асинхронно приймати і передавати байти кадру (малюнок 2.10).

Рис. 2.10. Передача кадру через комутаційну матрицю

При вільному, в момент прийому кадру, стан вихідного порту затримка між прийомом першого байта кадру комутатором і появою цього ж байти на виході порту адреси призначення становила у комутатора компанії Kalpana всього 40 мкс, що було набагато менше затримки кадру під час його передачі мостом.

Описаний спосіб передачі кадру без його повної буферизації отримав назву комутації "на льоту" ( "on-the-fly") або "навиліт" ( "cut-through"). Цей спосіб представляє по суті конвеєрну обробку кадру, коли частково поєднуються в часі кілька етапів його передачі (малюнок 2.11):  Прийом першого байт кадру процесором вхідного порту, включаючи прийом      байт адреси призначення.  Пошук адреси призначення в адресній таблиці комутатора (в кеші      процесора або в загальній таблиці системного модуля).  Комутація матриці.  Прийом решти байт кадру процесором вхідного порту.  Прийом байт кадру (включаючи першого) процесором вихідного порту      через комутаційну матрицю.  Отримання доступу до середовища процесором вихідного порту.  Передача байт кадру процесором вихідного порту в мережу.

Етапи 2 і 3 поєднати у часи світоні не можна, тому що без знання номера вихідного порту операція комутації матриці не має сенсу.

У порівнянні з режимом повної буферизації кадру, також наведеному на малюнку 2.11, економія від конвейеризації виходить відчутною.

Однак, головною причиною підвищення продуктивності мережі при використанні комутатора є паралельна обробка кількох кадрів.

Рис. 2.11. Економія часу при конвеєрної обробки кадру
а) конвеєрна обробка; б) звичайна обробка з повною буферизацією

Рисунок 2.12 ілюструє цей ефект. На малюнку зображена ідеальна щодо підвищення продуктивності ситуація, коли дві порту з 4-х, підключених до комутатора, що передають дані з максимальною для протоколу Ethernet швидкістю 10 Мб/с, причому вони передають ці дані на інші два порту комутатора не конфліктуємо - у кожного вхідного порту свій вихідний порт. Якщо комутатор має здатність встигати обробляти вхідний трафік навіть при максимальній інтенсивності надходження кадрів на вхідні порти, то загальна продуктивність комутатора в наведеному прикладі складе 2 (10 Мб/с, а при узагальненні прикладу на N портів - (N/2) (10 Мб/с. Кажуть, що комутатор надає кожній станції чи сегменту, підключеним до його портів, виділену пропускну здатність протоколу.

Рис. 2.12. Підвищення продуктивності мережі за рахунок одночасної
обробки декількох кадрів

Перший комутатор для локальних мереж не випадково з'явився для технології Ethernet. Крім очевидної причини, пов'язаної з найбільшою популярністю мереж Ethernet, існувала й інша, не менш важлива причина - ця технологія більше за інших страждає від підвищення часу очікування доступу до середовища при підвищення завантаження сегмента. Тому сегменти Ethernet у великих мережах в першу чергу мали потребу в засобі розвантаження вузьких місць мережі, і цим засобом стали комутатори фірми Kalpana, а потім і інших компаній.

Деякі компанії почали розвивати технологію комутації і для підвищення продуктивності інших технологій локальних мереж, таких як Token Ring і FDDI. Так як в основі технології комутації лежить алгоритм роботи прозорого моста, то принцип комутації не залежить від методу доступу, формат пакету та інших деталей кожної технології. Коммутатор вивчає на підставі проходить через нього трафіку адреси кінцевих вузлів мережі, будує адресну таблицю мережі та потім на її підставі виробляє межкольцевие передачі в мережах Token Ring або FDDI (малюнок 2.13). Принцип роботи комутатора в мережах будь-яких технологій залишався незмінним, хоча внутрішня організація комутаторів різних виробників іноді дуже відрізнялася від структури першого комутатора EtherSwitch.

Рис. 2.13. Комутація кілець FDDI

Широкому застосуванню комутаторів безумовно сприяло те обставина, що впровадження технології комутації вимагало заміни тільки концентраторів або просто додати комутаторів для поділу сегментів, обра