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多路访问链路和协议
两种类型的链路#xff08;一个子网内部链路连接形式#xff09;
点对点 拨号访问的PPP以太网交换机和主机之间的点对点链路 广播 传统以太网HFC上行链路802.11无线局域网 多路访问协议
单个共享的广播型链路 2个过更多结点同时传送一个子网内部链路连接形式
点对点 拨号访问的PPP以太网交换机和主机之间的点对点链路 广播 传统以太网HFC上行链路802.11无线局域网 多路访问协议
单个共享的广播型链路 2个过更多结点同时传送冲突
多个结点在同一个时刻发送则会收到2个或多个信号叠加
多路访问协议介质访问控制协议MAC
分布式算法 - 决定节点如何使用共享信道即决定节点什么时候可以发送关于共享控制的通信必须用借助信道本身传输 没有外带的信道各节点使用其协调信道使用用于传输控制信息
理想的多路访问协议
给定Rbps的广播信道 必要条件
当一个节点要发送时可以R速率发送当M个节点要发送每个可以以R/M的平均速率发送完全分布的 没有特殊节点协调发送没有时钟和时隙的同步 简单
MAC媒体访问控制协议分类
3大类
信道划分 把信道划分为小片时间、频率、编码分配片给每个节点专用 随机访问 信道不划分允许冲突冲突后恢复 依次轮流 节点依次轮流但是有很多数据传输的节点可以获得较长的信道使用权
信道划分MAC协议
TDMA
TMDAtime division multiple access
轮流使用信道信道的时间分为周期每个站点使用每周期中固定的时隙长度 帧传输时间传输帧如果站点无帧传输时隙空闲 - 浪费如6站LAN1,3,4有数据报时隙2,5,6空闲 FDMA
FDMAfrequency division multiple access
信道的有效频率范围被分为一个个小的频段每个站点被分配一个固定的频段分配给站点的频段如果没有被使用则空闲例如6站的LAN1,3,4有数据报频段2,5,6空闲 码分多路访问CDMA
CDMA(code division multiple access) 所有站点在整个频段上同时进行传输采用编码原理加以区分完全无冲突假定信号同步很好线性叠加 比方 TDM不同的人在不同的时刻讲话FDM不同的组在不同的小房间里通信CDMA不同的人使用不同的语言讲话
随机存取协议
当节点有帧要发送时 以信道带宽的全部R bps发送没有节点间的预先协调 两个或更多节点同时传输会发生 - 冲突随机存取协议规定 如何检测冲突如何从冲突中恢复如通过稍后的重传 随机MAC协议 时隙ALOHAALOHACSMA、CSMA/CD、CSMA/CA
时隙ALOHA
假设
所有的帧都是等长的时间被划分成相等的时隙每个时隙可发送一帧节点只在时隙开始时发送帧节点在时钟上是同步的如果两个或多个节点在一个时隙传输所有的站点都能检测到冲突
运行
当节点获取新的帧在下一个时隙传输传输时没有检测到冲突成功 节点能够在下一时刻发送新帧 检测时如果检测到冲突失败 节点在每一个随后的时隙以概率p重传帧直到成功 优点
节点可以以信道带宽全部连续传输高度分布仅需要节点之间在间隙上的同步简单
缺点
存在冲突浪费时间即使有帧要发送仍然有可能存在空闲的时隙节点检测冲突的时间 帧传输的时间 必须传完 需要时钟上同步
时隙ALOHA的效率
效率当有很多节点每个节点有很多帧要发送时x%的时隙是成功传输帧的时隙
假设N个节点每个节点都有很多帧要发送在每个时隙中的传输概率是p一个节点成功传输概率是 p ( 1 − p ) N − 1 p(1-p)^{N-1} p(1−p)N−1任何一个节点的成功概率是 N p ( 1 − p ) N − 1 Np(1-p)^{N-1} Np(1−p)N−1N个节点的最大效率求出使 f ( P ) N p ( 1 − p ) N − 1 f(P) Np(1-p)^{N-1} f(P)Np(1−p)N−1 最大的 p ∗ p^ * p∗代入 p ∗ p^* p∗得到最大 f ( p ∗ ) f(p^{*}) f(p∗)N为无穷大时的极限为1/e 0.37
最好情况信道利用率为37%
纯ALOHA
无时隙ALOHA简单、无需节点间在时间上同步当有帧需要传输马上传输冲突的概率增加 帧在 t 0 t_0 t0发送和其他在$[t_0 - 1,t_0 1]区间内开始发送的帧冲突和当前帧冲突的区间其他帧再次区间开始传输增大了一倍 纯ALOHA的效率
P(指定节点成功) P(节点传输) P(其他节点在 [ t 0 − 1 , t 0 ] [t_0 - 1,t_0] [t0−1,t0]不传) P(其他节点在 [ t 0 , t 0 1 ] [t_0,t_0 1] [t0,t01]不传) p ⋅ ( 1 − p ) N − 1 ⋅ ( 1 − p ) N − 1 p ⋅ ( 1 − p ) 2 ( N − 1 ) p \cdot (1-p)^{N-1} \cdot (1-p)^{N-1} p \cdot (1-p)^{2(N-1)} p⋅(1−p)N−1⋅(1−p)N−1p⋅(1−p)2(N−1) 选择最佳的p、N趋向无穷大 1/(2e) 17.5%
效率比时隙ALOHA更差了
CSMA冲突
冲突仍然可能发生 由传播延迟造成两个节点可能侦听不到正在进行的传输
冲突 整个冲突帧的传输时间都被浪费了是无效的传输红黄区域
注意 传播延迟距离决定了冲突的概率 节点依据本地的信道使用情况来判断全部信道的使用情况 CSMA/CD冲突检测
CSMA/CD
载波倾听CSMA和在CSMA中一样发送前倾听信道没有传完一个帧就可以在短时间内检测到冲突冲突发生时则传输终止减少对信道的浪费
冲突检测CD技术有线局域网中容易实现
检测信号强度比较传输与接收到的信号是否相同通过周期的过零点检测
人类类比礼貌的对话人 以太网CSMA/CD算法
适配器获取数据报创建帧发送前监听信道CS 闲开始传输帧忙一直等到闲再发送 发送过程中冲突检测CD 没有冲突成功检测到冲突放弃之后尝试重发 发送方适配器检测到冲突除放弃外还发送一个Jam信号所有听到冲突的适配器也是如此 强化冲突让所有站点都知道冲突如果放弃适配器进入指数退避状态 在第m次失败后适配器随机选择一个(0,1,2,…, 2 m − 1 2^{m-1} 2m−1)中K等待 K ∗ 512 K^*512 K∗512位时然后转到步骤2 exponential backoff 二进制指数退避算法
指数退避
目标适配器试图适应当前负载在一个变化的碰撞窗口中随机选择时间点尝试重发 高负载重传窗口时间大减少冲突但等待时间长低负载使得各站点等待时间少但冲突概率大 首次碰撞在{0,1}选择K延迟 K ∗ 512 K^*512 K∗512位时第2次碰撞在{0,1,2,3}选择K第10次碰撞在{0,1,2,3,…,1023}选择K
CSMA/CD效率 T p r o p T_{prop} Tprop LAN上2个节点的最大传播延迟 t t r a n s t_{trans} ttrans 传输最大帧的时间 e f f i c i e n c y 1 1 5 t p r o p / t t r a n s efficiency \frac{1}{1 5t_{prop}/t_{trans}} efficiency15tprop/ttrans1效率变为1 当 t p r o p t_{prop} tprop变成0时当 t t r a n s t_{trans} ttrans变为无穷大时 比起ALOHA更好的性能而且简单廉价分布式
无线局域网CSMA/CA WLAN构成
基站AP无线链路移动主机节点
无线局域网中的MACCSMA/CA
冲突 2 2^ 2站点AP或者站点在同一时刻发送802.11CSMA - 发送前侦听信道 不会和其他节点正在进行的传输发生冲突 802.11没有冲突检测 无法检测冲突自身信号远远大于其他信号节点即使能CD冲突 ! 成功目标avoid collisionsCSMA/C(collision)A(voidance) 无法CD一旦发送一股脑全部发送完毕不CD为了避免无CD带来的信道利用率低的问题事前进行冲突避免
无线局域网CSMA/CA
发送方
如果站点检测到信道空闲持续DIFS长则传输整个帧(no CD)如果检测到信道忙碌那么选择一个随机回退值并在信道空闲时递减该值如果信道忙碌回退值不会变化到数到0时只生在信道闲时发送整个帧如果没有收到ACK增加回退值并对之进行重复
802.11接收方
如果帧正确则在SIFS后发送ACK
无线链路特性需要每帧确认例如由于隐藏终端问题在接收端可能形成干扰接收方没有正确的收到链路层可靠机制 IEEE 802.11 MAC 协议CSMA/CA
在count down时侦听到了信道空闲为什么不发送而要等到0时再发送
2个站点有数据帧需要发送第三个节点正在发送LAN CD让2者听完第三个节点发完立即发送 冲突放弃当前的发送避免了信道的浪费于无用冲突帧的发送代价不昂贵 WLAN:CA 无法CD一旦发送就必须发完如冲突信道浪费严重代价高昂思想尽量事先避免冲突而不是在发生冲突时放弃然后重发听到发送的站点分别选择随机值回退到0发送 不同的随机值一个站点会胜利失败站点会冻结计数器当胜利节点发完再发
无法完全避免冲突
两个站点相互隐藏 AB相互隐藏C在传输AB选择了随机回退值一个节点如A胜利了发送而B节点收不到顺利count down到0发送AB的发送在C附近形成了干扰 选择了非常靠近的随机回退值 AB选择的值非常近A到0后发送但是这个信号还没到达B时B也到0了发送冲突
冲突避免 RTS - CTS交换
思路允许发送方“预约”信道而不是随机访问该信道避免长数据帧的冲突可选项
发送方首先使用CSMA向BS发送一个小的RTS分组 RTS可能会冲突但是由于比较短浪费信道较少 BS广播 clear - to - send CTS作为RTS的相应CTS能够被所有涉及到的节点听到 发送方发送数据帧其他节点抑制发送
采用小的预约分组可以完全避免数据帧的冲突 线缆接入网络 多个40Mps 下行广播信道FDM 下行通过FDM分成若干信道互联网、数字电视等互联网信道只有1个CMTS在其上传输 多个30Mps 上行的信道FDM 多路访问所有用户使用接着TDM分成微时隙部分时隙分配部分时隙竞争
DOCSISTDM上行信道
采用TDM的方式将上行信道分成若干微时隙MAP指定站点采用分配给他的微时隙上行数据传输分配在特殊的上行微时隙中各站点请求上行微时隙竞争 各站点对于该时隙的使用是随机访问的一旦碰撞请求不成功结果是在下行的MAP中没有为他分配则二进制退避选择时隙上传输 轮流 MAC 协议
信道划分MAC协议
共享信道在高负载时是有效和公平的在低负载时效率低下 只能等到自己的时隙开始发送或者利用1/N的信道频率发送当只有一个节点有帧传时也只能够得到1/N个带宽分配
随机访问MAC协议
在低负载时效率高单个节点完全可以利用信道全部带宽高负载时冲突开销较大效率极低时间很多浪费在冲突中
轮流协议
有二者的优点
轮询
主节点邀请从节点依次传送从节点一般比较“dumb”缺点 轮询开销轮训本身消耗信道带宽等待时间每个节点需等到主节点轮询后开始传输即使只有一个节点也需要等到轮询一周后才能够发送单点故障主节点失效时造成整个系统无法工作 令牌传递
控制令牌(token)循环从一个节点到下一个节点传递令牌报文特殊的帧缺点 令牌开销本身消耗带宽延迟只有等到抓住令牌才可传输单点故障 令牌丢失系统级故障整个系统无法传输复杂机制重新生成令牌
