802.11MAC协议详解

第 1 页 第四章 介质（媒体）访问控制子层 这是广播网的数据链路层上特有的一个子层，用于解决共享信道的分配问题。广播信道有时也称为多重访问信道（multiaccess channel）或随机访问信道（random access channel），信道也称为介质或媒体（medium），使用信道发送数据称为介质（媒体）访问，所以决定信道分配的协议就称为介质（媒体）访问控制协议。 由于大多数的局域网都使用多重访问信道作为通信的基础，而广域网大多采用点-点线路（卫星网络除外），因此本章还将讨论局域网的相关技术。

1. 信道分配策略  静态分配：如FDM和同步TDM，这是一种固定分配信道的方式，适用于用户数少且数量固定、每个用户通信量较大的情况。由于每个节点被分配了固定的资源（频带，时隙），因而不会有冲突发生。  动态分配：如异步TDM，这是一种按需分配信道的方式，适用于用户数多且数量可变、突发通信的情况。 ◆ 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. 多重访问协议 (1) ALOHA 纯ALOHA 任何用户有数据发送就可以发送，每个用户通过监听信道来判断是否发生了冲突，一旦发现有冲突则随机等待一段时间，然后再重新发送。 假设：所有帧的长度都相同，且每个帧一产生出来后就立即发送。 帧时（frame time）：发送一个标准长度的帧所需的时间； N：每帧时内系统中产生的新帧数目，一般应有0G：每帧时内系统中产生的需要发送的总帧数（包括新帧和重发帧），这就是系统负载； P0：发送的帧不产生冲突的概率； S：系统吞吐量（每帧时内系统能够成功传输的帧数），S = GP0； 在纯ALOHA系统中，S = Ge-2G，当G = 0.5时，S达到最大值，为0.184。

时分ALOHA 将时间分成离散的时间片（slot），每个时间片用来传输一个帧，每个用户只能在一个时间片的开始传送帧，其它与纯ALOHA系统同。该系统要求全局时钟同步。 与纯ALOHA系统相比，由于每个帧的易损时间区缩小了，冲突的概率减小了，所以系统吞吐量也相应提高了。S = Ge-G，当G = 1时，S达到最大值，为0.368。

(2) 载波侦听多重访问（CSMA）协议 ALOHA系统吞吐量低的原因是，每个用户可以自由发送数据，而不管其他用户当前是否正在发送。要求每个用户在发送数据前先监听信道，仅当信道空闲时才允许发送数据，这 第 2 页 样可以减少冲突的概率，从而提高系统的吞吐量，这一类协议就是CSMA协议。 1-坚持CSMA 站点在发送数据前先监听信道，若信道忙则坚持监听直至发现信道空闲，一旦信道空闲立即发送数据，发现冲突后随机等待一段时间，然后重新开始监听信道。 该协议虽然在发送数据前先监听信道，且在信道空闲后再发送数据，但仍有可能发生冲突。发生冲突的原因是：信号传播延迟不可忽略，1-坚持的策略，因而该协议适合于规模较小和负载较轻的网络。

非坚持CSMA 站点在发送数据前先监听信道，若信道忙则放弃监听，等待一个随机时间后再监听，若信道空闲则发送数据，出现冲突则随机等待一段时间，再重新监听信道。 非坚持CSMA的信道利用率高于1-坚持CSMA，但延迟特性要差一些。

p-坚持CSMA 该协议适用于时分信道。站点在发送数据前先监听信道，若信道忙则等到下一个时间片再监听，若信道空闲则以概率p发送数据，以概率1-p将发送推迟到下一个时间片。如果下一个时间片信道仍然空闲，则仍以概率p发送，以概率1-p将发送推迟到下一个时间片。此过程一直重复，直至发送成功或另一个用户开始发送（检测到信道忙）。若发生后一种情况，该站的动作与发生冲突时一样，即等待一个随机时间后重新开始。 p-坚持CSMA试图在1-坚持CSMA和非坚持CSMA间取得性能的折衷。影响协议性能的关键在于p的选择，p过小会无谓地增加延迟，p过大则性能接近1-坚持CSMA。

带有冲突检测的CSMA（CSMA/CD） 在以上CSMA协议中，如果站点在发送的过程中检测到冲突后立即停止冲突帧的发送，这就称为带有冲突检测的CSMA，即CSMA/CD，它可以节省时间和带宽。CSMA/CD是以太网采用的介质访问控制方法。 CSMA/CD改进其它CSMA协议的地方是，当发送节点检测到冲突后立即停止发送，并进入冲突解决过程。也就是说，仅当检测到冲突时仍未结束发送，才能节省时间和带宽。节点从开始发送至检测到冲突，所需的最长时间等于信号在相距最远的两个节点之间的来回传输时间（2τ）。冲突的检测是通过将监听到的信号与发送出去的信号相比较而实现的，因此物理层上需要使用便于检测冲突的信号编码方案。 为使发送节点在未发完时就能检测到可能的冲突，帧的发送时间应足够长，而信号传播时间应较短。换句话说，当信道很长（τ很大）而帧传输时间很短（如帧很短或数据速率很高）时，CSMA/CD协议的性能并不好。

(3) 无冲突协议 位图协议 该协议的本质是要求站点在发送前先进行预约，然后在预约的时间里发送数据，该协议不会产生冲突。

二进制相加 每个站发送数据前先发送其二进制地址（长度都相等），这些地址在信道中被线性相加，协议选择其中地址最高的站作为胜出者，允许其继续发送数据。 第 3 页 (4) 有限竞争协议 竞争协议在轻负载下可以获得良好的延迟特性，但重负载下由于冲突增加信道利用率不高；无冲突协议在重负载下可以获得很高的信道利用率（因为没有冲突），但轻负载下由于要等待发送权而延迟特性不好。有限竞争协议试图结合以上两类协议的优点和克服各自的缺点，使得在轻负载时使用竞争方式减小延迟，而在重负载时使用无冲突方法提高信道利用率。 其基本思想是对用户进行动态分组，每个时隙内只允许一个组的用户竞争信道，通过减少在同一个时隙内竞争信道的用户数来提高竞争成功的概率。组的大小随系统负载的变化而动态调整，负载越轻，组越大，极端情况是所有用户在一个组内，退化为竞争协议；反过来，负载越重，组越小，极端情况是每个组内只有一个用户，退化为无冲突协议。最佳的分组情况是，每个组内平均只有一个用户竞争信道。显然，这一类协议的关键就在于如何根据负载的情况自适应调整用户的分组。

自适应树搜索协议 协议的基本思想是将所有站点组织在一棵二叉树中（站点在树叶上），从树根开始，首先将一个时隙分配给树根（即树根下的所有站点都可以在该时隙竞争信道）；如果发生冲突，则按深度优先法，从左到右递归地搜索该节点的子节点（即将下一个时隙分配给搜索到的子节点）；如果时隙空闲或者只有一个站点发送（发送成功），则停止搜索该节点；该过程不断重复，直至将整棵树搜索一遍；然后从树根开始新一轮的搜索。图4-9。 该协议的改进算法：根据系统负载情况，动态地决定从哪一个节点开始往下搜索。

(5) 波分多重访问协议 在无源星型网络中（图2-31），来自每个站点的两根光纤被熔合在一起，形成一个玻璃柱，一根光纤向玻璃柱输入，另一根光纤从玻璃柱输出。任何站点产生的输出都会照亮玻璃柱，从而其它所有的站点检测到。 为了能够允许多个站点同时发送，每个站点必须使用不同的波长，因而将光谱划分成不同的波长段（称信道）。在波分多重访问协议（WDMA）中，每个站点分配了2个信道，窄信道用作控制信道，宽信道作为数据信道。控制信道由其它站用来向本站发出通知，而数据信道由本站用来向其它站输出数据。 为了与多个站点通信，每个信道都采用时分多路复用的方法划分成时隙，一定数量的时隙组成时隙组。控制信道和数据信道的时隙组可以包含不同的时隙数，如控制信道的时隙数为m，数据信道的时隙数为n+1，其中n个时隙用于传数据，最后一个时隙用来报告站点的状态，主要是报告在两条信道中哪些时隙是空闲的。在两条信道中，时隙序列不断循环，时隙0有特殊的标记可以被识别出来。所有信道使用一个全局时钟进行同步。 每个站监听本站的控制信道，同时在本站的数据信道上向其它站发送数据。显然，当一个站要向其它站发送控制消息时，必须将发送波长调整到目的站的控制信道上，而要从其它站接收数据消息时，必须将接收波长调整到源站的数据信道上。因此，每个站点有2个发送端和2个接收端，它们分别如下：  一个波长固定不变的接收端，用来监听本站的控制信道；  一个波长可调的发送端，用于向其它站点的控制信道发送消息；  一个波长固定不变的发送端，用于在本站的数据信道上输出数据帧；  一个波长可调的接收端，用于从选定站点的数据信道上接收数据。 WDMA支持3种类型的通信：恒定速率的面向连接通信，可变速率的面向连接通信，数据报通信（不可靠无连接）。 数据报通信： 第 4 页  当A想向B发送数据时，A首先监听B的数据信道，等待B的状态时隙到来；  从B的状态时隙可以获知B的控制信道中哪些时隙是空闲的，A从中选择一个空闲的时隙向B发送一个通知，告诉B在A的数据信道的哪个时隙中有给B的数据；  若B在指定的时隙里空闲，则在该时隙到来时将接收波长调整到A的数据信道，就可以收到A发给B的数据；  如果A和C选择了同一个空闲时隙向B发送通知，则两者都会失败；  若A和C选择了相同的时隙向B发送数据，则B只能从中选择一个站来接收，另一个站的数据丢失。 面向连接的通信：  若A希望与B建立一个连接，A首先监听B的数据信道，等待B的状态时隙到来；  A从B的空闲时隙中选择一个，将连接请求消息插入其中；  若B同意建立连接，它将该时隙分配给A，并在控制信道的状态时隙中加以声明；  当A看到该声明后，就知道一个单向连接建立起来了；若A希望建立一个双向连接，则B将对A重复同样的算法；  若A和C选择了相同的空闲时隙向B发送连接请求，则两者都会失败，A和C通过监听B的状态时隙就可以知道这一点，他们会随机等待一个时间再试；  当连接建立起来后，A就可以在分配给它的控制时隙中向B发送控制消息，告知给B的数据将在哪个数据时隙中发送；  为了获得恒定的数据速率，A可以向B请求在一个固定的数据时隙发送数据，如果B同意就建立了一条保证带宽的连接，若该时隙不空，A还可以再请求另一个数据时隙。

(6) 无线局域网协议 为什么CSMA不适用于无线局域网？因为CSMA只能告诉发送站，在发送站周围是否有站点在传输，而发送站真正想知道的却是，在接收站周围是否有站点在传输。隐藏站点问题和暴露站点问题（图4-11）。

带有冲突避免的多重访问（MACA） 这是802.11无线局域网采用的介质访问控制方法。它的基本思想是让发送方激励接收方发送一个短帧，让接收站周围的站点都检测到这个帧，从而这些站在即将到来的一段时间里不向接收站发送。过程如下（图4-12）：  若A想向B发送一个数据帧， A首先向B发送一个RTS帧，该帧给出了后继数据帧的长度；  B收到后回复一个CTS帧，CTS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周围的站监听到了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周围的站监听到了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。