信道分配策略多址协议

第四章介质（媒体）访问控制子层MediumAccessControlSublayer本章主要内容信道分配策略多址协议令牌环网以太网：共享式以太网，交换式以太网，快速以太网，千兆位以太网无线局域网数据链路层交换：网桥，虚拟局域网几个术语Multiaccesschannel：多址信道randomaccesschannel：随机访问信道medium：介质，媒体，信道mediumaccess：使用信道发送数据mediumaccesscontrol（MAC）：决定谁可以使用信道发送数据1信道分配策略静态分配：固定分配信道的方式，如FDM和同步TDM；适用于用户数少且数量固定、每个用户通信量较大的情况，不会产生冲突。动态分配：按需分配信道的方式，如异步TDM；适用于用户数多且数量可变、突发通信的情况。信道分配策略（2）动态分配的三种策略：竞争方式：各个用户竞争使用信道，不需要取得发送权就可以发送数据，这种方式会产生冲突。无冲突方式：每个用户必须先获得发送权，然后才能发送数据，这种方式不会产生冲突，如预约或轮转方式。有限竞争方式：以上两种方式的折衷。2多址协议ALOHA载波侦听多址协议（CSMA）无冲突协议有限竞争协议无线局域网协议2.1ALOHA系统（1）纯ALOHA的基本思想：任何节点有数据发送就可以发送；每个节点通过监听信道判断是否发生了冲突；一旦发现冲突，随机等待一段时间后重新发送。随机访问信道的效率：当有大量的活动节点、每个节点总有大量的帧要发送时，长期运行过程中成功传输时间占总时间的份额。几个概念帧时（frametime）：发送一个标准长度的帧所需的时间。N：每帧时内系统产生的新帧数目（0N1)G：每帧时内系统需要发送的总帧数（包括新帧和重发帧），这其实就是系统负载。P0：发送的帧不产生冲突的概率。S：系统吞吐量，指每帧时内系统能够成功传输的帧数，S=GP0。纯ALOHA的易损时间区纯ALOHA系统的信道效率假设G服从泊松分布，则：在一个给定的帧时内，产生k个帧的概率为：Pr[k]=Gke-G/k!在一个给定的帧时内，没有帧出现的概率为：Pr[0]=e-G对于一个给定的帧，在两个帧时内没有其它帧的概率为：P0=e-G×e-G=e-2GS=GP0=Ge-2G当G=0.5时，S达到最大值，为0.184。ALOHA系统（2）时分ALOHA的基本思想将时间分成离散的时间片（slot），每个时间片用来传输一个帧；每个节点只能在一个时间片的开始传送帧，其它与纯ALOHA系统同。时分ALOHA系统要求全局时钟同步。时隙ALOHA的易损时间区t0t0+tt0+2tt0+3t时间易损时间区不会碰撞t图4-4时分ALOHA系统的易损时间区不会碰撞时分ALOHA系统的信道效率与纯ALOHA相比，每个帧的易损时间区缩小了，冲突的概率随之减小，系统吞吐量随之提高。P0=e-GS=GP0=Ge-G当G=1时，S达到最大值，为0.368。纯ALOHA和时分ALOHA的性能比较2.2载波侦听多址协议--CarrierSenseMultipleAccessProtocols1-坚持CSMA发送前先监听信道，信道忙则坚持监听直至发现信道空闲；若信道空闲立即（概率1）发送；发现冲突后随机等待一段时间，重新监听信道。影响协议性能的因素：信号传播延迟，1-坚持的策略。该协议适合于规模较小和负载较轻的网络。CSMA协议（续）非坚持CSMA发送前先监听信道，信道忙则放弃监听，等待一个随机时间后再监听，信道空闲则发送数据。信道利用率高于1-坚持CSMA，但延迟特性要差些。CSMA协议（续）p-坚持CSMA，适用于时分信道：发送前先监听信道，信道忙则等到下一个时间片再监听；信道空闲则以概率p发送数据，以概率1-p推迟到下一个时间片。下一个时间片执行相同的操作直至发送成功或检测到信道忙。该协议试图在1-坚持CSMA和非坚持CSMA间取得性能折衷，影响协议性能的关键在于p的选择。几个CSMA协议的性能比较2.3CSMA/CD--CSMAwithCollisionDetection节点检测到冲突后立即停止冲突帧的发送，以节省时间和带宽。协议的状态周期：由竞争周期、传输周期和空闲周期交织而成。协议的效率近似为：η=1/（1+5tprop/ttrans），其中tprop为信号在任意两个节点之间传播的最大时间，ttrans为传输一个最大长度的帧所需的时间。该公式表明，当信道很长（即网络规模较大）或帧传输时间很短（帧很短或数据速率很高）时，协议的效率较低。CSMA/CD的状态周期2.4无冲突协议（1）位图协议：节点在发送前先预约，然后按预约的顺序发送。该协议不会产生冲突。轻负载时，每个节点在发送前平均等待N比特；若帧长为d比特，不考虑其它开销，信道效率为：η=d/(N+d)。重负载时，每帧的开销为1比特，不考虑其它开销，信道效率为：η=d/(d+1)。位图协议无冲突协议（2）BinaryCountdown：节点发送数据前先发送其二进制地址（长度相等），这些地址在信道中被线性相加，地址最高的节点胜出，可继续发送数据。不考虑其它开销，信道效率为：η=d/(d+log2N)。若将地址作为帧的第一个字段，则信道效率：η=100%。BinaryCountdown图示无冲突协议（3）令牌传递协议：一个小的、称为令牌（token）的特殊帧在节点间按固定的次序巡游。节点收到令牌后，若没有数据发送，就将令牌传给下一个节点；否则发送一定数量的帧，再把令牌传给下一个节点。网络中只有一个令牌，只有持有令牌的节点允许发送，所以不会有冲突发生。2.5有限竞争协议竞争协议：轻负载下延迟特性好，重负载下信道利用率低。无冲突协议：重负载下信道利用率高，轻负载下延迟特性不好。有限竞争协议：结合以上两类协议的优点，克服各自的缺点，在轻负载下获得良好的延迟特性，而在重负载下获得较高的信道利用率。协议基本思想对节点分组，每个时隙（slot）内只允许一个组的节点竞争信道，目的是通过减少同一个时隙内的竞争节点数来提高发送成功的概率。组内节点数随系统负载的变化动态调整，负载轻则节点数多，负载重则节点数少，在两个极端上分别退化为竞争协议和无冲突协议。协议的关键在于如何根据系统负载自适应调整组的划分，将时隙分配给节点。adaptivetreewalkABCDEFG7654321层0层1层2层30时间片0：A以下站点发送，冲突时间片1：B以下站点发送，冲突时间片2：D以下站点发送，无发送时间片3：E以下站点发送，冲突时间片4：2发送，成功时间片5：3发送，成功时间片6：C以下站点发送，无发送2.6无线局域网协议无线局域网的两种模式：（a）有基站的无线局域网（b）自组织网（adhocnetwork）AdHoc模式的无线网络单个节点的通信范围不能覆盖整个网络，即节点的活动不能被网络中所有节点检测到。这种网络也称多跳无线网络。若节点位于两个发送节点的通信范围内，该节点接收失败。为什么CSMA不适用于多跳无线网络？ACBBDCC的的的的的C的的的的B的的的的的B的的的的(b)的的的的(a)的的的的DA的4-17的的的的的的的的的的的的的的的的的的的为什么CSMA不适用于多跳无线网络？通过载波侦听，发送节点只能知道其周围是否有节点在发送；但真正影响此次通信的是接收节点周围是否有节点在发送。隐藏节点：不在发送节点的通信范围内、但在接收节点通信范围内的活跃节点。暴露节点：在发送节点的通信范围内、但不在接收节点通信范围内的活跃节点。MultipleAccesswithCollisionAvoidance问题：当节点A准备向节点B发送数据时，如何让节点B附近的节点保持沉默？MACA的基本思想：由发送方主动发起一次握手过程，引起接收方发送一个短的确认帧；接收端周围的节点检测到这个确认帧，并在随后的一段时间里保持沉默。MACA协议图示(a)AsendinganRTStoB.(b)BrespondingwithaCTStoA.MACA协议过程A向B发送一个RTS帧，帧中给出后继数据帧的长度。B收到后回复一个CTS帧，帧中也给出数据帧的长度。A收到CTS帧后就可以发送。在此过程中，若A周围的节点监听到了A的RTS帧，它们会在随后的一段时间内保持沉默，以便让A无冲突地收到CTS帧；而B周围的节点监听到B的CTS帧后，也会在随后的一段时间（由CTS帧中的数据长度决定）内保持沉默，从而让B能够无冲突地收到A发送的数据帧。若B和C同时向A发送RTS帧，则会产生冲突，这时不成功的发送方会随机等待一段时间后再重试。MACAforWireless（MACAW）MACAW是对MACA的改进：每当接收端正确收到一个帧后，发送一个确认帧；发送端在发送RTS前，使用CSMA监听信道，避免两个节点同时向同一个接收节点发送RTS；改进了冲突后的回退算法；增加了节点间交换拥塞信息的机制。3局域网标准IEEE于1980年2月成立局域网标准化委员会，形成的一系列标准统称为IEEE802标准。IEEE802标准于1984年3月被ISO采纳，作为局域网的国际标准，称为ISO8802标准。IEEE802标准主要涉及物理层、数据链路层、网络层的一部分；数据链路层又进一步分为介质访问控制（MAC）子层和逻辑链路控制（LLC）子层。将数据链路层分成两个子层的好处是，利用统一的LLC子层屏蔽物理网络的细节，使得网络层协议可以独立于物理介质及介质访问控制方法。IEEE802标准系列802.10的的的的的802.1的的的的的的的的的的的的的的的的的的的的802.2的的的的的的802.3CSMA/CD的的的802.4的的的的的的的的的802.5的的的的的的802.6的的的的的的802.9的的的的的的的的的802.11的的的的的802.12100VG-AnyLan的的的的的的的的802.7的的的的802.8的的的的的4-1IEEE802的的的的的的的的的的的的的的的的4令牌环网令牌环由环接口和环接口间的点到点链路组成，节点通过环接口连到网上。数据沿着一个固定的方向在环上流动，每个节点从上游节点接收数据，然后立即转发到下游节点（边收边发而不是存储转发）。目的节点将数据接收下来，同时仍向下游转发。数据返回到发送节点时，发送节点将其从环上取消。图4-5令牌环网BDAC令牌(a)A等待令牌(b)A获得令牌后将令牌销毁并发送数据BDAC(c)D只是简单地转发数据，接收站C复制发送给它的数据，同时向下转发BDACBDAC令牌(d)A从环上删除数据，并产生出新的令牌图4－19令牌环的工作原理令牌环的帧结构（1）SDACEDSDACFCDASAINFOFCSEDFS111111114≥02的62的6SD的的的的的的AC的的的的的ED的的的的的的FC的的的的DA的的的的的SA的的的的INFO的的的FCS的的的的FS的的的的的4-6(a)的的的的的(b)的的的的的的的的的的的(a)(b)令牌环的帧结构（2）AC：格式为T：令牌比特，令牌帧中T=0，数据帧中T=1。当节点为发送数据而捕获到一个令牌帧后，将T翻转为1。PPP：优先级比特，当节点想发送优先级为ｎ的数据帧时，必须捕获到优先级小于或等于ｎ的令牌才能发送。RRR：预约比特，节点在数据帧通过时，将自己想要发送的帧的优先级写到预约比特中（除非已有其它站预约了更高的优先级）。当一帧数据发完后，新产生的令牌具有已预约的优先级。M：监控比特，监控站用来检测未被发送站取消的数据帧。数据帧发送时M=0；第一次通过监控站时被置为1；第二次通过监控站时被检测到。PPPMTRRR令牌环的帧结构（3）FS：格式为A：地址识别比特。数据帧发送时A=0；通过接收站时，接收站置A=1。C：帧复制比特。数据帧发送时C=0，接收站将帧接收下来后，置C=1。数据帧