第5章 介质层.docx

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第5章介质层

第五章介质访问控制子层

5.1概述

计算机网络由通信子网和资源子网组成。

根据通信子网的结构不同，又可将计算机网络分为两类：

采用点到点连接的网络和采用广播信道的网络。

在广播网络中，任何一个站点在任何时候都可以通过公共信道与另一个站点进行通信，但是，任何一部分物理信道在一个时间段内只能被一个站点占用来传送信息。

于是，在广播网中就必须解决信道的合理分配问题。

将传输介质的信道有效地分配给网上各站点的用户的方法称为介质访问控制协议。

网络的介质访问控制协议包括两个方面的内容：

一是确定网络中每个站点能够将信息送到通信介质上去的特定时刻。

二是如何对公用通信介质的存取和利用加以控制。

一个好的介质访问控制协议应该是简单的，能有效利用信道,且对网上各站点用户是公平的，另外，还应是坚固的，即当某个站点发生故障时，不会造成网络的严重故障或瘫痪。

介质访问控制协议属于数据链路层的子层，称作介质访问控制MAC（mediumaccesscontrol）子层。

几乎所有的局域网都以广播信道作为通信的基础，广域网中的卫星网也是采用广播信道，其它的广域网采用点到点连接。

因此，MAC子层在局域网中尤为重要。

所以本章主要以局域网为例讨论介质访问控制协议。

5.2随机访问方式

随机访问方式是总线拓扑中常用的介质存取控制方法。

它的工作原理是：

不预先规定发送时间，也不预先建立各站点发送信息的先后顺序，任何站点，在准备好要发送的信息后，就自行决定向外发送的时刻，因此，各站点的发送时间是完全随机的。

这种方法要解决的主要问题是冲突，即在一个站点发送过程中，又有另一个站点进行发送，以致造成信息被破坏的情况。

随机访问控制方式有多种不同的控制方案，就是针对如何尽量避免冲突，以及出现冲突后如何处理等问题而建立的。

下面，我们研究几种有代表性的随机访问控制方法。

5.2.1ALOHA协议

首先使用随机访问方式进行通信的是70年代美国夏威夷大学的ALOHA系统。

本节讨论两种版本的ALOHA：

纯ALOHA和分隙ALOHA。

纯ALOHA的基本思想是：

任何站点只要有信息待发，就可在任意时刻发送。

因此，产生冲突而使冲突帧受到破坏的可能性很大。

理论分析证明，纯ALOHA信道的利用率最好为18%。

1972年，Roberts提出了能把ALOHA系统利用率提高一倍的方法，即分隙ALOHA。

在该方法中，把时间分为离散时间段，每段时间对应一帧，要求所有站点都配备以同步时钟，用来指示每一时间片的起点，各站点要发送信息时，不能随到随发，而要等到下一个时隙的开始时才传送；这样，连续的纯ALOHA就变成了离散的分隙ALOHA，从而使冲突危险区减少为原来的一半。

经分析，使用分隙ALOHA所得到的最好结果是：

37%的时隙为空，37%的时隙传送成功，26%的时隙产生冲突。

5.2.2载波侦听多路访问协议（CSMA）

分隙ALOHA的最大信道利用率仅为1/e，因为各站可在时隙的起点任意发送，从不考虑其它站点当时是否也发送，仍会引起许多冲突。

在局域网中，站点可以检测到其它站点在干什么，从而相应地调整自己的动作，就能大大减少冲突的发生，从而获得大大高于1/e利用率。

网络站点侦听载波是否存在（即有无信息传输）并相应动作的协议，被称为CSMA（CarrierSenseMultipleAccess）即载波侦听多路访问方法。

它的基本思想是：

任何站点要向公共介质发送信息时，首先要侦听介质上是否有其它站点正在传送信息，如果通信介质上无载波，即没有被占用，则可以利用通信介质进行传送；如果已监听到介质上有载波，即有其它站点正在传送信息，则必须等待介质平静之后才能进行传送的处理，这样就会使信道上的冲突大大减少。

与ALOHA方法相比，这是一个很大的改进。

对于CSMA，当站点发现介质忙时该如何工作呢？

可有三种处理方法:

⑴非坚持CSMA

希望发送的站点首先侦听介质并服从以下规则:

①若介质空闲，则发送。

②若介质忙，则该站点将不再侦听介质，而是等待一个随机的时间后，再重复第一步。

可见，非坚持型CSMA不把信道从忙刚变成空闲的时刻找出，这样就会导致空闲信道的浪费，影响信道利用率的提高。

⑵1─坚持CSMA

希望发送的站点侦听介质并服从以下规则:

①若介质空闲，则发送。

②若介质忙，则继续侦听直到当它侦听到介质空闲时，便立即发送信息。

③若发生冲突，站点就等待一个随机长的时间，然后重复第一步。

1─坚持CSMA与非坚持CSMA相比，一听到信道空闲就立即发送数据，抓住了信道从忙转变为空闲的一切有利时机发送数据，但传输延迟对协议的性能有重要影响。

例如，当某个站点刚开始发送后，另一个站点已准备发送并侦听信道，如果第一个站点的信号还没有到达第二个站点，后者便会侦听到信道处于空闲状态，也开始发送而导致冲突。

传输延迟越长，这种影响就越大，系统的性能也越差。

即使传输延迟为0，仍然有可能发生冲突，如果某站的传输过程中，另外的两站都已准备发送,它们会等待，直到该站传输结束，然后会同时发送而导致冲突。

即使如此，由于有了载波侦听的措施，在相当程度上减少了发生冲突的机会，该协议的性能也比ALOHA有了很大的改进。

⑶P─坚持CSMA

其工作过程如下:

①一个站点在发送之前，先侦听介质，如果介质空闲，便以概率P传送，而以概率（1-P）把该次发送推迟至下一次。

如果下一次仍然空闲，便再次以概率P传送即以概率（1-P）把该次发送推迟至下下一次，此过程一直重复，直到发送成功或者另一站开始发送为止。

②若站点一开始就侦听到介质忙，它就继续侦听，直到介质空闲重复第一步。

可见，P坚持CSMA是非坚持CSMA和1—坚持CSMA的一种折衷策略，通过根据信道上通信量的多少设定概率P值，就可以使信道的利用率进一步提高。

图5-1是上述三种CSMA协议以及纯ALOHA和分隙ALOHA的吞吐率和网络负载的关系曲线。

显然,CSMA协议比ALOHA系统明显地改进了信道的利用率。

当网络负载较小时，1—坚持CSMA的吞吐率大于非坚持CSMA，当负载超过一定程度时，非坚持CSMA的吞吐量优于1——坚持CSMA，当P=0.01时，P坚持CSMA在整个网络负载范围内，吞吐量均大于1—坚持CSMA和非坚持CSMA。

5.2.3CSMA/CD方式

CSMA协议是对ALOHA协议的改进，它们保证在侦听到介质忙时无新站开始发送，但对发送后发生的冲突无任何处理。

因此，在CSMA的基础上可作进一步的改进，就是当站点开始发送之后，仍需继续侦听信道一段时间，当检测到冲突就马上迅速取消冲突帧的传送。

该协议被称为带冲突检测的载波侦听多路访问（CSMA/CD）协议。

CSMA/CD的工作过程如下：

（1）站点在发送前侦听介质，若介质空闲，则发送。

（2）若介质忙，则继续侦听，直到介质空闲，则立即发送（1—坚持）。

（3）在发送过程，如检测到冲突发生，则立即停止发送该帧，并发送一个简短的阻塞信号加强冲突，使总线上各站都知道已发生了冲突。

（4）发送阻塞信号之后，等待一段随机时间，然后重复第一步重新尝试发送。

在CSMA/CD协议的实施过程中，我们必须确定两个重要的时间。

（A）冲突检测时间

在总线网中，一个站在发送信息的同时，要进行冲突检测，那么一个站发送信息后要经过多长的时间才能检测到它发的信息是否产生了冲突呢？

我们用图5-2来说明。

总线上有A

和B两个站点。

A站监听到介质空闲，发出了信息帧,该帧经过从A到B的传输延迟τ即将到达B（实际未到达）时，B站监听到介质仍是空闲的，也发出了一个信息帧。

这样两站的信息帧在B附近产生了冲突。

冲突信号经过从B到A的传输延迟τ后到达A，A站才知道自己发送的信息帧发生了冲突。

可见，A站2倍A至B的传输延迟时间后，检测到与B站发生的冲突。

如果A和B站位于总线的两端，则它们的冲突检测时间为端──端时延τ的2倍。

我们就把这个时间2τ称为冲突窗口，也就是说，在总线上的任何站点，在发送信息后，如果在冲突窗口这个时间内没检测到发生冲突，则就不会有冲突发生了。

换言之，冲突只会发生在发送后冲突窗口这段时间内。

为了保证在传输结束前检测到冲突，总线网中采用CSMA/CD方法时，对信息包的长度有一定的要求，即信息包所含信息位在介质上的传输时间要大于冲突窗口（即2倍的端──端延时）。

若信息包小于这个最小帧长时，在发送完该信息包时，实际发生了冲突但却检测不出。

（B）发生冲突后等待的随机时间

在总线网中，当冲突发生后，冲突中的各站要按照同一算法计算其随机延迟时间，延迟时间到再去争用总线。

通常常用的延迟算法是二进制指数后退算法。

计算公式为:

式中，t为已冲突N次的信息帧再重试能否发送的延迟时间，N为冲突次数，A为冲突窗口（即端──端延时的2倍），R为随机数。

例如：

当N=1时，ｔ=[0，

]·A，即在第一次冲突后，会等待ｔ=0，或ｔ=A重新尝试发送，它们重试的概率为1/2。

当N=2时，ｔ=[0，…，

-1]·A，即在第二次冲突后，会从ｔ=0，ｔ=A，ｔ=2A，ｔ=3A这四个延迟时间中随机选一个延迟后重试,选每种延迟时间的概率为1/4。

一般地，ｉ次冲突后，等待的时隙数就从0到

-1中随机选出。

由此可见，当信息帧经历冲突次数较少时，N小，ｔ也小，即选择较小的重发延迟范围，随着网络负载的增加，冲突次数N增大，重发延迟时间的选择范围也大大增大。

为了避免重发延迟时间过长，实际上在以太网中采用截断二进制指数后退算法:

ｔ=R·A·（

-1），N=min（n,10），n为冲突次数，即当达到10次冲突后，第n次冲突后的重试延迟时间均匀分布在0─

-1个时间片内，随机等待的最大时隙数就被固定在1023。

当16次冲突后，仍未成功，则放弃发送。

在网络中，不产生冲突并不能保证发送的比特流不被电缆上的噪声所破坏。

因此，为了保证通信可靠，接收方必须在收到正确的信息帧后，向发送方送回一个确认帧ACK。

但在CSMA/CD协议中，ACK帧和数据帧一样也需要竞争取得总线后才能发送。

这样就不能保证接收站的ACK及时发到发送站，造成发送站的缓冲器被长期占用，同时也增加了网上发生冲突的概率。

因此，可对CSMA/CD协议作一改进，即给予接收站的ACK帧提供较高的优先级。

具体过程是：

当一个信息帧传播结束后，第一个时隙留给目的站点，让目的站点立即向发送站发送ACK帧，而其他有信息帧要发送的站在检测到信道空闲时，都必须再等待该保留的时隙之后，如果信道仍空闲才能发送。

这也被称为应答式CSMA/CD。

CSMA/CD的最大特点是算法简单，有合适的成本和良好的可靠性，在局域网中获得广泛应用。

该协议给用户提供均等的访问权，在一定网络负载情况下，CSMA/CD有非常好的延迟特性和吞吐能力。

CSMA/CD的缺点是需要有冲突检测装置，而且冲突检测要求信息帧有一个最小帧长度的限制,这对具有许多短报文的情况会浪费带宽。

在性能方面，随着网络负载的增加，冲突会出现滚雪球现象，造成性能急剧下降。

5.3令牌环

令牌环介质访问控制方法，是通过在环型网上传递令牌的方式来实现对介质的访问控制的。

令牌环由信道和节点设备组成，如图5-3所示，信道由传输介质和环网接口组成。

节点设备通过环网接口接到环上。

在环上信息单方向传送。

令牌环的工作原理是：

在环中设置了一个称为Token的控制令牌，让它沿着环一站接一站地传送。

Token的格式，可用帧中的一位表示，也可用一专门的令牌帧表示。

例如，用一标志位T表示令牌，当环上各站点都没有帧发送时，令牌标记T=1，称为空标志。

当一个站A要发送帧时，需等待空闲令牌到来，并将空标记改为忙标志T=0，紧跟着忙令牌，把信息帧发送至环上。

由于令牌已改为忙标志，其它站不能发送，只能转发A站的信息帧。

当信息帧到达目标站C时，C站将帧携带的目标地址与本站地址相比较，若地址符合，则C站转发并复制此帧，若正确接收，则在该帧置肯定应答信号；若不能正确接收，则置入否定应答信号。

带应答信号的信息帧继续向下传送，返回发送站，最终由发送站A将信息帧从环上取下，然后发一空令牌给下一站，使之获得发送的许可权。

其过程如图5-4所示。

图5-4（a）表示站A想发送数据，等待空令牌到达，若站C、D均无数据发送，则空令牌到达。

A站获取空令牌，并把它改成忙令牌后，再发送出去，并接着向站C发送一帧数据。

图5-4（b）表示此时C站是接收站，它把寻址到它的数据接收入站内。

图5-4（c）表示当站A收到被站C接收过的数据后，从环上清除原数据，再发出一个空令牌。

采用发送站从环上收回帧的策略主要原因是：

·可利用此帧捎回接收站的一些必要的应答信息，而不必另外单独发应答信息。

·可实现多地址广播式通信，即可有多个站接收同一信息帧。

令牌传送的优点是通信量可以调节，调节的方法可以通过允许各站点在其收到令牌时传输不同量的数据；采用点到点通信方式，结构简单，适合使用光纤通信介质。

网络延时是确定的，实时性强。

当系统负载较重时，各站点可公平共享介质，效率高。

另外，可把各个站点设置成不同的优先级，允许优先级较高的站点优先发送。

但令牌环网需要有复杂维护数据帧和令牌的功能。

例如，在网络运行过程中，可能会产生多余令牌、丢失令牌、无效忙令牌等异常情况。

令牌环网可通过在环中设置监控站来检测并处理。

在环接口中设置旁路,当环接口自身出现故障时，使环接口可自行诊断并将其短路，使故障站退出环路，维持环的通畅。

5.4令牌总线访问控制

令牌总线存取方式有些类似于令牌环，它是在物理总线上，通过指定每一个站的前站（PS）和后站（NS）在逻辑上形成一个环，令牌在逻辑环路中根据地址传递。

一个站从前站接受令牌，向后站传递令牌，逻辑环中的逻辑站序号首尾相接。

如图5-5所示。

C站向其后站A站发令牌,A站有信息要发送,A站收到令牌时，可以发送一个或多个帧，接着，将令牌传到逻辑环中A站的后站，即D站,于是下一个站获得发送准许权。

令牌总线型网络具有优先级控制。

令牌总线方法比CSMA/CD复杂，因为逻辑环上所有使用令牌的站必须执行以下这些逻辑环的维护功能：

（1）环初始化：

当网络开始运行时，或在逻辑环损坏之后，必须用某种方法确定环中各站的逻辑次序；

（2）插入环：

周期地给未加入环的站机会，将它们加入逻辑环中。

（3）退出环：

当一个站关掉时，首先通过将其前站和后站连接在一起，然后自动退出环。

（4）故障处理：

当出现错误时，如重复地址、断环、多令牌、令牌丢失等，能够及时发现并重新初始化。

令牌总线的与CSMA/CD相比,具有下列的优点：

①具有良好的吞吐能力，且吞吐量随着数据传输率的增高而增加，并随介质饱和而稳定下来。

②对介质的访问可以调节，可以公平合理访问，也可提供优先级访问。

③站点不需要冲突检测，也没有最小分组长度的要求。

④具有“确定性”，即任何工作站在发送前必须等待的时间存在一个确定的上限。

在正常情况下，令牌传送一周所需的最长时间可由下式确定:

其中，n为站点编号，N为总站点数，τ为站点对令牌的最大保持时间，Δ

两个逻辑站点之间的传送时间。

对站点N的连续两次存取相隔的最长时间为

其中，τ和N是网络参数，当网络确定之后，

和T也就决定了。

这种访问的确定性特别适于过程控制和实时应用。

令牌总线的主要缺点是复杂性和管理开销，在轻负荷情况下，一个站为了发送信息帧可能不得不等待多次无用的令牌传送。

5.5无线局域网协议

无线局域网与常规局域网有些不同的特性，它需要采用特殊的MAC子层协议。

为了简化问题，我们先做如下假设：

所有的无线电发射方均有一个固定的范围。

如果某个接收方在两个正在发送的发送方范围之内，那么在接收方信号将会而无法相互干扰辨认。

在前面的讨论，我们知道在有线总线网上，CSMA协议的工作过程是：

侦听是否有其它发送者，如果没有，则立即发送。

但该协议并不适合应用于无线局域网。

我们以图5-6为例说明。

图中画出了4个无线站点，其中A和B的无线电波范围相互重合并且可能相互干扰。

C可能干扰B和D，却不能干扰A。

图5-6（a）所示，当A向B发送时，如果C也有数据向B发送，则C就进行侦听，因为A在C的范围之外，所以它听不到A，如果采用CSMA方法它会错误地认为它也可以向B发送，如果C此时发送，它就会干扰B，从而破坏了A送给B的帧。

这种由于可能的竞争者（如A和C）相离太远，导致基站不能监测到的问题被称为隐藏站点问题。

另一种情形如图5-6（b）所示：

B向A发送时，C欲向D发送，C开始侦听，它会听到信道上正在发送并且错误地认为它不能向D发送，但实际上它的发送只会在B和C之间的区域产生干扰，造成错误的接收，并不会影响A接收B发来的帧，也不会影响C发给D的帧。

这种情况被称为暴露站点问题。

可见，在无线网中，基站只需知道在接收方周围是否在其他站的传送活动。

在基于小范围无线电波的系统中，如果多个发送者的目的地均不相同并且目的范围互不影响，那么就可以同时进行。

而在有线方式下，所有的信号会传播到所有站点，因此在同一时刻只能产生一个发送。

下面介绍为无线局域网设计的一个较早的协议：

避免冲突的多路访问MACA（multipleaccesswithcollisionavoidance）（Karn，1990）。

它被采用为IEEE802．11无线局域网标准的基础。

其基本思想是：

发送方给接收方发一请求发送帧RTS（RequesttoSend），这个短帧（30字节）给出了后继数据帧的长度，接收方返回一个允许发送帧CTS（CleartoSend），CTS帧中给出数据的长度，当发送方收到CTS帧，就可以向接收方发送数据帧。

侦听到RTS帧的任何其他站点均向发送RTS的站关闭，并持续足够长的时间，让发送方能无冲突地接收CTS帧。

所有侦听到CTS的站点均向发CTS的站关闭，等待足够长时间直至该站能无冲突地接收后继数据帧。

如图5-7所示，A有数据帧发给B时，A首先向B发一RTS短帧，B回复CTS帧，一旦收到CTS帧，A就开始发送数据帧。

在图中，C位于A的范围内，B的范围之外，只要不和CTS产生干扰，它可以随意地在A发送数据帧时发送自己的帧。

D站位于B的范围内，但在A的范围外，它听不到A的RTS帧，却能听到B的CTS，D就必须停止向其他站点的发送，直至A到B的发送结束。

E站在A和B的范围之内，它既可以听到RTS，也可听到CTS，它也必须保持沉默直至A发完数据帧。

尽管希望避免冲突，冲突仍可能发生。

例如，当B和C同时向A发送RTS帧，就会产生冲突而导致数据丢失。

一旦发生冲突，那么发送方在预期收到CTS帧的时间内就没有收到回复的CTS帧，可等待一随机时间后重试。

采用的延迟时间算法为二进制指数后退算法。

1994年，Bharghavan等把MACA改进为MACAW协议，使整个系统的性能得到了进一步提高。

5.6.卫星网

在卫星网中，通信卫星通常有12个左右的收发器，每个收发器的波束覆盖其下方地球的某一部分。

在波束区域内的站点可用上行链路频率向卫星发送帧，随后卫星通过下行链路频率将收到的帧重新广播出去。

上行链路和下行链路的频率不同，以避免收发器发生振荡。

如LAN一样，关键的设计问题是如何分配收发器的上行链路信道，因为下行链路信道只有一个发送方（即卫星），不存在信道分配的问题。

卫星网中可采用轮询法、ALOHA、FDM、TDM和CDMA这些协议。

与LAN不同，由于卫星与地面站点之间的传输延迟较大（有270ms），因此，这些协议用于卫星网时增加了一些新内容。

下面介绍轮询法和ALOHA这两种方法。

1.轮询法

轮询法的基本思想是：

将地面上的所有站点排列在一个逻辑环中，规定了每个站点的后继站点。

在这个逻辑环中传递着一个令牌，站点只有在捕获令牌后，才允许在上行链路上发送帧。

如果环中站点数量较少且保持恒定，令牌的传输时间较短，那么在上行链路信道上发送的时间远远大于令牌的环绕时间，该机制比较有效。

2.ALOHA

卫星网中可以采用分隙ALOHA以获得比纯ALOHA更高的效率，但必须解决站点的同步问题，即站点如何知道时隙的开始的问题。

方法是，在地面上设立一个参考站点，它周期性地发出某种特殊的信号，经卫星反射回的信号广播给所有站点作为时隙的开始。

在卫星通信中运行分隙ALOHA，要有上行链路和下行链路信道。

由于卫星通信要求每个帧都由卫星重新广播，与每个站可以直接听到原发送的ALOHA系统相比，效率只有一半。

为了增加上行链路信道的利用率，现考虑把具有一个上行链路信道和一个下行链路信道的系统，改变为具有两个上行链路信道和一个下行链路信道的系统。

如图5-8所示。

有帧要发送的站点随机地从两条上行链路信道中选择出一条，在下一个时隙中发送。

每个上行信道是一个独立的分隙ALOHA信道。

如果某条上行信道中有一帧，该帧将被转移到下行信道上并重新广播出去。

如果两个上行信道都正好有一个帧；一种方法是卫星从中选择一个并重新广播之，丢弃另一个；第二种方法是在卫星上增加存贮容量，那么卫星将缓存其中的一个帧，稍后在某个空闲时隙中将其发送出去；第三种方法则是增加多个下行信道。

随着技术的进步，采用卫星存贮器更为常见。

假定卫星的缓存能力是无限的，通过计算，如果将所需带宽增加一半，则下行链路的利用率可达0.736。

习题

1.在CSMA/CD技术中，冲突检测时间无需大于2a；发送帧长不得小于2a时间，为什么?

a为总线的端端传输时延。

2.在令牌总线中，如果一个站接收了令牌后马上崩溃，这时将发生什么情况?

3.若传送速率为5Mbps而传播速度是200m/us，那么在令牌环接口中1为的延迟相当于多少m长的电缆?

4.一个4Mbps的令牌环的令牌保持计时器的值为10ms。

在此环上可发送的最长的帧是多少？

5.一条1km长的10Mb/s的CSMA/CDLAN（不是802.3），其传播速度为200m/us，数据帧的长度为256比特，它包括32比特帧头，校验和以及其他开销。

传输成功后的第一个时隙被留给接收方，用来使接收方捕获信道并发送一个32比特的确认帧。

假定没有冲突，有效数据传输速率为多少（不包括开销）。

6.欲建造一个CSMA/CD网，其速率为1Gb/s，电缆长1km,并且无中继器。

信号在电缆中的速度为200000km/s，帧的最小长度为多少?

7.什么是令牌环技术，简述其基本思想。

8.什么叫CSMA/CD技术，其基本思想是什么?

9.MAC子层的主要功能是什么?

10.在令牌总线中，采用什么方法解决冲突问题?

参考资料

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5.DA