中南大学计算机网络课件 计算机网络(第四章 介质访问子层)

有冲突检测的CSMA


持续和非持续CSMA是对ALOHA协议的改进，它们 保证在侦听到信道忙时无新站开始发送。 带冲突检测的载波侦听多路访问CSMA/CD：若两 站侦听到信道空闲并同时开始传送，几乎会同时 检测到冲突。一旦检测到冲突，不是继续传完帧， 而是尽快停止。

CSMA/CD以及许多其他局域网协议都采用以下概念模型。 在t0点处，一个站点已完成了帧的传送，其他想要发送 的站点现在都可以尝试发送。如果两个或两个以上的站 点同时决定传送，将会产生冲突。
t0
帧
传输周期 争用周期 争用时隙
帧
帧
空闲周期
帧
时间
CSMA/CD有三种状态:竞争、传输或空闲
无冲突的协议



在CSMA/CD中，虽然抓住信道，便不会产生冲突，但 在竞争周期冲突仍不可避免。 在电缆很长而帧很短时，系统性能很低。 位图协议 二进制倒计数法 以上两协议的假设：都假定有N个站，每个站均有一个 唯一的地址，从0到N-1一一对应。 关键问题：在一次成功的传送之后，哪个站将会得到 这个竞争的信道。


非持续CSMA：在该协议中，站点发送前会侦听信道的状 态，如果没有其他站点在发送，它就开始发送。但如果 信道正在使用中，该站点将不再继续侦听信道，而是等 待一个随机的时间后，再重复上述过程。 P-持续CSMA：用于分隙信道，工作过程如下：一个站点 在发送之前，首先侦听信道，若空闲，便以概率p传送， 而以概率q=1-p把该次发送推迟到下一时隙。若下一时 隙仍空闲，便再次以概率p传送，而以概率q=1-p把该次 发送推迟到下下一时隙。此过程一直重复，直到发送成 功或另外一站开始发送为止。
波分多路访问
M个时隙用于控制 A的控制信 道被另一个 站点用来与 A 联系
A S
N+1个时隙用于数据
B的控制信道
B
B的数据信道 被B用来传 送数据
波分多路访问协议


支持三种类型的通信流量（1）恒定速率的，面向连接的 通信流量；（2）可变速率的，面向连接的通信流量；（3） 数据报流量，比如UDP分组。 每个站都有两个发送器和两个接收器。第四版书P223
多路访问协议



ALOHA协议 载波侦听多路访问协议 无冲突的协议 有限竞争协议 波分多路访问协议 无线局域网协议
ALOHA协议源自 基本思想适用于任何无协调关系的多用户竞争 单信道使用权的系统。 纯ALOHA 分隙ALOHA 区别：是否将时间分成离散的时隙。纯ALOHA 无需全局时间同步，而分隙ALOHA则必须时间 同步。
有限竞争协议



前面讨论了电缆网络中两种基本的信道获取策略：竞争法和无冲突 法。 可根据两项指标加以评定：轻载荷下的时延，重载荷下的信道利用 率。 有限竞争协议结合了竞争法和无冲突法的优点。 自适应树搜索协议 1
2 4 5 6 3 7 站点
A
B
C
D
E
F
G
H
波分多路访问协议




在波分多路访问中，每个站点分配两个信道。其中窄 信道作为通知站点的控制信道，宽信道作为站点输出 数据帧的信道。 每个信道被分成不同的时隙组。取控制信道的时隙数 为m, 数据信道的时隙数为n+1, 其中n个用于数据，最 后一个用来报告站点的状态。 在两条信道中，时隙序列无尽地循环，其中时隙0用某 种特殊的方式标记以便后续时隙识别。 所有的信道均用同一个全程时钟来同步。
载波侦听多路访问协议


载波侦听协议：网络站点侦听载波是否存在 （即有无传输）并相应动作的协议。 持续和非持续CSMA 有冲突检测的CSMA
持续和非持续CSMA




1-持续CSMA：当一个站点要传送数据时，它首先侦听信 道，看是否有其他站点正在传送。若信道忙，则持续等 待直到信道空闲，便将数据送出。若发生冲突，站点就 等待一个随机长的时间，然后重新开始。 此协议被称作1-持续CSMA。是因为站点一旦发现信道空 闲，其发送数据的概率为1。 传输延时对协议性能的影响：传输延时越长，冲突可能 性越大，系统性能也就越差。 即使传输延时为0，仍然有可能发生冲突。



4a、连续时间：帧能在任何时候开始发送。没有主时 钟将时间分隔为离散的发送区间。 4b、时隙：时间被分为离散的区间（时隙）。帧总是 在时隙开始的一瞬间开始发送。一个时隙内可发送0， 1或多个帧，它们分别对应空闲时隙、成功时隙、发生 冲突。 5a、载波侦听：所有站在使用信道以前都可以检测到 信道是否正在使用。若忙，其他站不会去使用它，直 到它变得空闲。 5b、非载波侦听：各站在使用信道前不检测信道，只 是盲目地发送，事后才能确定本次传送是否成功。
纯ALOHA




基本思想：用户只要有数据待发，就让他们发。 当产生冲突，使帧受损时，发送方只要侦听信道就 会知道。 对于LAN，反馈信息传播很快。 对于卫星网，发送方在延时270ms后才能确定。 若帧遭破坏，则发送方随机等待一段时间后重发。 竞争系统：多个用户以某种可能导致冲突的方式共 享公用信道的系统。



每站除了产生新帧外，还要产生受到冲突的重传帧。 假设每帧时内新、旧帧共传送K，也服从泊松分布， 平均值为G每帧时。 在低负荷时，S约等于0，几乎没有冲突，也不用重 传，G与S几乎相等。 在高负荷时， G>S。 在各种载荷下，S=GP0， P0——不冲突的概率
阴影帧的冲突危险区

位图协议

竞争周期恰好由N个时隙组成。若站点0想发送 一帧，它就在第0个时隙内发送1比特。该时隙 内，不允许其他任何站点发送。
8个争用时隙
0 1 2 3 4 5 6 7 1 1 1
帧 1 3 7
0 1 2 3 4 5 6 7 1 1 1 5
二进制倒计数法


每个想要使用信道的站点， 首先将其地址以二进制位串 的形式，按照由高到低的顺 序进行广播，并且假定所有 地址的长度相同。然后，将 各站的地址的对应位进行布 尔或运算。 为了避免冲突，就必须进行 仲裁：若某站发现其地址中 原本为0的高位被置换为1， 则它便放弃发送。



几乎所有的局域网都以多路复用信道作 为通信的基础。 广域网通常采用点到点连接，卫星网除外。 因此， MAC子层在局域网尤其重要。
信道分配问题


在相互竞争的多个用户之间如何分配一个单 独的广播信道。 解决的方法：静态，动态 具体算法
局域网和城域网中信道的静态分配




传统的分配单个信道的方法：频分多路复用FDM。 应用场合：用户较少且数目固定，每个用户通信量都较大。 不适用场合：用户较多且数目经常变化，通信量具有突发 性特点。 FDM 最基本的缺陷是无通信量时分配给用户的频段被浪费 了，而不能被其它用户所用。 大多数计算机系统的数据流具有突发性，因此，多数信道 在大部分时间内都被闲置了。 采用时分复用TDM会产生同样的问题。
局域网和城域网中信道的动态分配



5个关键性假定： 1 、站模型：由 N 个独立的站组成，每个站有一个可以 产生待发送帧的程序或用户。一旦生成一帧，该站就被 阻塞，直到帧被成功传出。 2、单通道假设：所有通信都通过单个信道进行。所有 的站都在该信道上发送和接收信息。尽管软件可赋予各 站优先级，但就硬件来说，各站是平等的。 3、冲突假设：若两帧同时发送，它们会相互重叠，使 信号难以辨认。所有的站都能检测到冲突。冲突的帧必 须事后重发。除了冲突产生的差错外，不再有其他任何 差错。
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是IEEE 802.11无线局域网标准的基础 基本思想：发送站点刺激接收站点发送应答短帧，从而使得接收 站点周围的站点监听到该帧，并在一定时间内避免发送数据

基本过程



A向B发送RTS(Request To Send)帧，A周围的站 点在一定时间内不发送数据，以保证CTS帧返回 给A； B向A回答CTS(Clear To Send)帧，B周围的站点 在一定时间内不发送数据，以保证A发送完数据； A开始发送 若发生冲突，采用二进制指数后退算法等待随机 时间，再重新开始。
分隙ALOHA



可将系统利用率提高一倍。 方法是：把时间分为离散的时间段，每段时间 对应一帧。 要求用户时间同步。 方法之一：设置一个特殊的站点，在每段时间 的开始像时钟一样发送一个信号。 为了和纯ALOHA方法相区别,被称为分隙ALOHA



在分隙ALOHA方法中，计算机并不是在按下回 车键后就立即传送信息帧，而是要等到下一时 隙开始时才传送。 由于冲突危险区减少为原来的一半，所以在任 一帧的时隙内无其他帧发送的概率为e-G，从而 得出： S=Ge-G . 从图（第四版书P215）中关系看出，当G=1时， 吞吐率S最大，其值为S=1/e=0.368.
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暴露站点问题（exposed station problem）
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由于非竞争者距离发送站点太近，从而导致介质非 竞争者不能发送数据的问题称为暴露站点问题。 B向A发送数据，被C监听到，导致C不能向D发送 数据。
无线LAN协议

MACA（Multiple Access with Collision Avoidance）

在 ALOHA系统中，各帧长度相同，能使系统取得 最大吞吐率。
A B C D E
在纯ALOHA中,完全任意地发送帧

ALOHA信道的效率？

没有发生冲突的帧比例有多大？ 第四版书P213的一个情景。



“帧时”：表示发送一个标准长度的帧所需的时间，也就 是帧长度除以位传输率。 假定无限多的用户产生的新帧服从泊松分布，平均每帧时 产生S个新帧。 若S>1，则几乎每帧都会受到冲突。 合理值要求在0<s<1。