计算机网络 第四章介质访问子层
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• 竞争时间片（contention slot）的长度为信道最大传输延迟 （propagation delay）的2倍（即2τ，图中为2Tprop）。表示一个站点发 送数据后，最多需经2τ的时间才能确认是否“抓住”（seized）了电缆。
• 例如，对于1公里长 的同轴电缆，τ约 为5µs，则其竞争时 间片为2τ，即10µs。
设信道容量为C 比特/秒，数据到达率为λ帧/秒，平均每帧长度服 从指数概率密度函数分布1/μ比特/帧，则平均时延为：
1 T = ————
μC - λ
若将单个信道分为N个独立分布的FDM子信道，则平均时延为：
1
N
TFDM = ——————— = ———— = NT
μ(C/N)-(λ/N)
μC – λ
是单个信道时延的N倍。TDM也有类似问题。
• 将争用协议和无冲突协议结合起来，在轻负荷 时使用争用策略，而在重负荷时使用无冲突策 略，即有限争用协议。
对称（symmetric）式争用的分析
• 在对称的争用协议中，每个站点都以相同的概率p竟争使用信道， 假设共有k个站点参与信道竟争，则在一竞争时隙内一个站点获 取信道的成功概率为kp(1-p)k-1，通过对p的微分可得最优值p=1/k， 即 Pr[最优p的成功率]=[(k-1)/k]k-1
二进制倒计数协议的效率及改进
• 对共有N个站点的系统中，地址长度为ceil(log2N)，每 个则站其点协为议获效得率信应道为所d/(需d+的ce额il(外log开2N销))也。就是ceil(log2N) ，
• 将帧的第一个字段改为地址字段，则协议效率可达 100%。
• 显然，各站点具有不同的优先级，地址越高，优先级 也越高。
1-坚持式CSMA
• 当一个站点要发送数据时，首先监听信道，若信道忙， 就坚持监听，一旦发现信道空闲，就立即发送数据 （发送数据的概率为1）。若发生冲突，就等待一随 机时间，再重新开始监听信道。
• 两种发生冲突的可能： – 信号传输的延迟造成的冲突。 – 多个站点在监听到信道空闲时，同时发送。
• 此协议的性能高于ALOHA协议。
当k增大时，竞争成功概率Pr急剧下降，当k=5时接近其极限1/e。
非对称（asymmetric）争用方式
• 只要减少参与竞争的站点数，就可增加每一竞 争时隙内站点获取信道的概率。
• 有限争用协议的指导思想：根据网络的负荷情 况，对所有的站点进行动态分组（负荷轻时， 每组中的站点数多一些；负荷重时，站点数就 少一点），每个竞争时隙内只允许某个组中的 站点进行竞争。
• 研究发现，各个帧的长度相同，数量）。
纯ALOHA系统中的易损时间区
• 在下图中可以看出，在时间区t0 ~ t0+2t内，只要有除阴影帧外的 其它数据帧开始发送，都会产生冲突，这个时间区（即2t，两 个帧时）称为易损时间区（vulnerable period）。
非坚持式CSMA
• 当一个站点要发送数据时，首先监听信道，若信道忙， 就随机等待一段时间后再开始监听信道（非坚持）； 一旦发现信道空闲，就立即发送数据。
• 延迟增大。
p-坚持式CSMA
• 用于时隙信道。当一个站点要发送数据时，首先监听 信道，若信道忙则等到下个时间片再开始监听信道； 若信道空闲便以概率p发送数据，而以概率q=1-p推迟 到下个时间片再重复上述过程，直到数据被发送。
位图协议的性能
• 低负荷时，数据发送少，基本重复预约周期。 – 对于低编号的站点，平均需等待N/2时隙（本次预约周 期）外加N时隙（下一轮预约周期），共1.5N时隙后才 可发送。
– 对于高编号的站点，平均只需等待N/2时隙（本次预约 周期）就可发送。
– 因此，所有站点平均等待时间为N个时隙。则低负荷下 的效率为d/(N+d)，其中d为一个数据帧的比特量。
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23
4 5 67
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二进制倒计数协议
• 每个站点的地址用等长的二进制数表示。每个要发送数据的站 点先广播发送它们的二进制地址（按高位到低位的顺序）。这 些地址在信道上被按位相加（逻辑或）。各站点在发送 地址时监听信道，当 发现自己地址中的某 个“0”在信道上变为 “1”时，即退出竞争。 最后参与竞争的地址 最高的站点获得发送 权。发送结束后，重 新进入下一轮竞争。
• 为了公平，采用一种虚拟站编号并轮换优先级的改进 方案，编号可变，发送完数据的站点将其地址编号降 到最低0，其它编号低于该站点的站点编号都加1。
有限争用（limited-contention）协议
• 争用协议在轻负荷时延迟特性好，但重负荷时 信道效率低；而无冲突协议在轻负荷时延迟特 性差，但重负荷时信道效率高。
竞争时间片的理解
• 竞争时间片也叫冲突检测时间。 • 使用特殊的编码用于冲突检测。 • 帧的最小长度？ • 较大的τ（长的信道）和短帧对冲突检测的影响。
无冲突（collision-free）协议
• 顾名思义无冲突协议就是不会产生冲突的协议。 • 两种无冲突协议：
– 位图（bit-map）协议也叫比特映像协议 – 二进制倒计数（binary countdown）协议也叫二
• 当G = 1时，可获得最大的吞吐量Smax = 1/e ≈ 36.8%
争用协议二：CSMA协议
• 载波侦听多路访问（Carrier Sense Multiple Access）协议 中，各站点不是随意发送数据帧，而是先要监听一下信道， 根据信道的状态来调整自己的动作，只有发现信道空闲后 才可发送数据。即“讲前先听”
• 概率p的目的就是试图降低1-坚持式协议中多个站点同 时发送而造成冲突的概率。
• 采用坚持监听是试图克服非坚持式协议中造成的时间 延迟。
• p的选择直接关系到协议的性能。
各种随机访问协议的信道利用率与负载的 关系图
CSMA/CD
• CS协议的“讲前先听”对ALOHA系统进行了有效的改进，但在 发送过程中若发生冲突，仍要将剩余的无效数据发送完，既浪费 了时间又浪费了带宽。
§4.1 信道分配问题
• 信道分配策略可分为两大类：
– 静态分配：如传统的FDM和TDM，将频带或时间片固定地 分配给各个站点。适用于站点数量少且固定的场所，控制简 单。
– 动态分配：异步时分多路复用。分为两种：
• 随机访问（争用，contention）：只要有数据，就可直接 发送，发生冲突后再采取措施解决冲突。适用于负载轻 的网络，负载重时效率低。
进制地址相加协议
位图协议
• 假设有N个站点（编号为0 ~ N-1），下图中N=8。 • 将信道时间划分成一系列交替的预约周期（位图）和数据传输周
期： – 一个预约周期由N个1比特的竞争时隙组成，每个时隙对应一
个站点。任何一个站点有数据发送时，必须在它的竞争时隙 期间发送“1”进行预约。 – 预约周期结束后，预约过的站点按编号顺序进行发送，永不 冲突。最后一站点发完数据后，开始新一轮的预约周期。
• 高负荷时，基本上N比特竞争时隙按比例平均分配给N帧数 据，即每帧需要一比特的额外开销，则效率为d/(d+1)。
位图协议的改进
• 小时隙轮换优先权协议：对位图协议稍加改进，一个站点在预约 后可立即发送，发送后紧接着又进入预约周期，由后继站点进行 预约发送。
• 改善了位图协议在低负荷下的效率，每个站点的平均等待时间都 为N/2个时隙。
– 有两个版本： ➢纯ALOHA协议（Pure ALOHA）：时间是连续 的，不需要时间同步。
➢时隙ALOHA协议（Slotted ALOHA）：时间是 离散的，需要时间同步。
纯ALOHA协议
• 每个站点只要有数据就可发送；通过监听信道来发现是否发生 冲突；若冲突，则等待一段随机时间，再重新发送。
• CD协议的“边讲边听”可对CSMA作进一步改进。发送过程中， 仍然监听信道，通过检测回复信号的能量或脉冲宽度并将之与发 送的信号作比较，就可判断是否发生冲突。一旦发生冲突，立即 取消发送，等待一随机时间后再重新尝试发送。
• CSMA/CD有三种状态：竞争、传输和空闲周期。
CSMA/CD协议中的竞争时间片
• 可大大减少冲突，获得远大于1/e的利用率，广泛应用于 LAN中。
• 常见的四种CSMA协议： – 1-坚持式CSMA（1-persistent CSMA） – 非坚持式CSMA（non-persistent） – p-坚持式CSMA（p-persistent CSMA） – 带有冲突检测的CSMA（CSMA with Collision Detection）
• 生成 0 帧的概率 = G0e-G/0! = e-G • 由于两个帧时内产生的帧数平均为2G，则在易损时间区内只有一个数
据帧（无任何其它帧产生）的概率为：P0 = e -2G • 代入S = G P0 可得：S = G e -2G • 当G = 0.5时，可获得最大的吞吐量Smax = 1/2e ≈ 18.4%
• 控制访问：发送站点必须先获得发送的权利，再发送数 据，不会发生冲突。在负载重的网络中可获得很高的信 道利用率。主要有轮转（round-robin）和预约 （reservation）两种方式。
静态分配
• 静态分配无法适应用户数的动态变化。
• 突发性通信造成信道的闲置，使利用率降低。
• 平均时延：
介质访问控制（MAC）
• 解决冲突的办法就是采用一套信道分配的策略来控制 各个站点如何使用信道，即介质（信道）访问（使用） 控制 MAC（Medium Access Control）。
• 由于网络中使用的传输介质及拓扑结构的不同，使得 介质访问控制的策略也不相同，因此在局域网的数据 链路层底部特别设置一个介质访问控制子层来专门负 责信道分配的问题。
– 当负载增大而产生冲突时，G>S。
– 在各种负荷下，设传送成功的概率为P0，则存在 S=GP0 的关 系，这里 S 即为吞吐量，G 为网络负载。
• 在任一帧时内生成 k 帧的概率服从泊松分布（Poisson distributed）： Gk e-G Pr [ K ] = ————— K!
纯ALOHA信道的效率
广播式网络
• 局域网大多采用广播传输技术（共享信道）。
• 广播信道（broadcast channel）或多路访问信道 （multiaccess channel）或随机访问信道（random access channel）中，所有站点共享一个传输信道，任 何时候只允许一个站点使用信道（向信道上发送数 据）。若有两个或多个站点同时发送数据，则信号在 信道上就会发生碰撞或冲突（collision），导致数据发 送的失败。
动态分配模型
一些假设：
• 站模型：由N个独立的站组成，每站在Δt时间内生成新帧的 概率为λΔt，λ为一常量。
• 单通道假设：所有通信都通过单个信道进行。 • 冲突假设：如果两帧同时发送，产生冲突，所有的站都能
检测到冲突。除冲突外没有其他错误。 • 连续时间：帧能在任何时候开始发送。 • 时隙：时间被分为离散的区间（时隙），帧总是在时隙开
纯ALOHA信道的分析
• 一个争用系统一方面不断生成新的数据帧发送，另一方面由于冲 突造成老的数据帧的重发。
• 若在一个帧时Tframe（frame time，一个数据帧占有的时间长度） 内平均有T个新帧生成，显然，必须满足0<T<1。再加上一些重 发的老帧，该时间内实际发送的帧的平均数为G。
– 当负载很小时，几乎不发生冲突，可认为S≈G。
时隙ALOHA协议
• 1972年提出了可将纯ALOHA的利用率提高一倍的方法，即 时隙ALOHA系统。
• 将信道时间分为离散的时间片，每个时间片可以用来发送 一个帧。一个站点有数据发送时，必须等到下个时间片的 开始才能发送。
• 这种时间的同步是通过设置一个可定时发送时钟信号的特 殊站点来实现的。
• 时隙ALOHA的易损时间区是纯ALOHA的一半（即t，一个 帧时），因此可得：S = G e -G
始的瞬间发送。 • 载波侦听：所有的站都能检测到信道是否正在使用。 • 非载波侦听：各站在使用信道前不检测信道是否空闲。
§4.2 多路访问协议
• 争用协议一：ALOHA协议
– 20世纪70年代，美国夏威夷大学的ALOHA网通过 无线广播信道将分散在各个岛屿上的远程终端连接 到本部的主机上，是最早采用争用协议的网络。
• 例如，对于1公里长 的同轴电缆，τ约 为5µs，则其竞争时 间片为2τ，即10µs。
设信道容量为C 比特/秒，数据到达率为λ帧/秒，平均每帧长度服 从指数概率密度函数分布1/μ比特/帧，则平均时延为：
1 T = ————
μC - λ
若将单个信道分为N个独立分布的FDM子信道，则平均时延为：
1
N
TFDM = ——————— = ———— = NT
μ(C/N)-(λ/N)
μC – λ
是单个信道时延的N倍。TDM也有类似问题。
• 将争用协议和无冲突协议结合起来，在轻负荷 时使用争用策略，而在重负荷时使用无冲突策 略，即有限争用协议。
对称（symmetric）式争用的分析
• 在对称的争用协议中，每个站点都以相同的概率p竟争使用信道， 假设共有k个站点参与信道竟争，则在一竞争时隙内一个站点获 取信道的成功概率为kp(1-p)k-1，通过对p的微分可得最优值p=1/k， 即 Pr[最优p的成功率]=[(k-1)/k]k-1
二进制倒计数协议的效率及改进
• 对共有N个站点的系统中，地址长度为ceil(log2N)，每 个则站其点协为议获效得率信应道为所d/(需d+的ce额il(外log开2N销))也。就是ceil(log2N) ，
• 将帧的第一个字段改为地址字段，则协议效率可达 100%。
• 显然，各站点具有不同的优先级，地址越高，优先级 也越高。
1-坚持式CSMA
• 当一个站点要发送数据时，首先监听信道，若信道忙， 就坚持监听，一旦发现信道空闲，就立即发送数据 （发送数据的概率为1）。若发生冲突，就等待一随 机时间，再重新开始监听信道。
• 两种发生冲突的可能： – 信号传输的延迟造成的冲突。 – 多个站点在监听到信道空闲时，同时发送。
• 此协议的性能高于ALOHA协议。
当k增大时，竞争成功概率Pr急剧下降，当k=5时接近其极限1/e。
非对称（asymmetric）争用方式
• 只要减少参与竞争的站点数，就可增加每一竞 争时隙内站点获取信道的概率。
• 有限争用协议的指导思想：根据网络的负荷情 况，对所有的站点进行动态分组（负荷轻时， 每组中的站点数多一些；负荷重时，站点数就 少一点），每个竞争时隙内只允许某个组中的 站点进行竞争。
• 研究发现，各个帧的长度相同，数量）。
纯ALOHA系统中的易损时间区
• 在下图中可以看出，在时间区t0 ~ t0+2t内，只要有除阴影帧外的 其它数据帧开始发送，都会产生冲突，这个时间区（即2t，两 个帧时）称为易损时间区（vulnerable period）。
非坚持式CSMA
• 当一个站点要发送数据时，首先监听信道，若信道忙， 就随机等待一段时间后再开始监听信道（非坚持）； 一旦发现信道空闲，就立即发送数据。
• 延迟增大。
p-坚持式CSMA
• 用于时隙信道。当一个站点要发送数据时，首先监听 信道，若信道忙则等到下个时间片再开始监听信道； 若信道空闲便以概率p发送数据，而以概率q=1-p推迟 到下个时间片再重复上述过程，直到数据被发送。
位图协议的性能
• 低负荷时，数据发送少，基本重复预约周期。 – 对于低编号的站点，平均需等待N/2时隙（本次预约周 期）外加N时隙（下一轮预约周期），共1.5N时隙后才 可发送。
– 对于高编号的站点，平均只需等待N/2时隙（本次预约 周期）就可发送。
– 因此，所有站点平均等待时间为N个时隙。则低负荷下 的效率为d/(N+d)，其中d为一个数据帧的比特量。
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二进制倒计数协议
• 每个站点的地址用等长的二进制数表示。每个要发送数据的站 点先广播发送它们的二进制地址（按高位到低位的顺序）。这 些地址在信道上被按位相加（逻辑或）。各站点在发送 地址时监听信道，当 发现自己地址中的某 个“0”在信道上变为 “1”时，即退出竞争。 最后参与竞争的地址 最高的站点获得发送 权。发送结束后，重 新进入下一轮竞争。
• 为了公平，采用一种虚拟站编号并轮换优先级的改进 方案，编号可变，发送完数据的站点将其地址编号降 到最低0，其它编号低于该站点的站点编号都加1。
有限争用（limited-contention）协议
• 争用协议在轻负荷时延迟特性好，但重负荷时 信道效率低；而无冲突协议在轻负荷时延迟特 性差，但重负荷时信道效率高。
竞争时间片的理解
• 竞争时间片也叫冲突检测时间。 • 使用特殊的编码用于冲突检测。 • 帧的最小长度？ • 较大的τ（长的信道）和短帧对冲突检测的影响。
无冲突（collision-free）协议
• 顾名思义无冲突协议就是不会产生冲突的协议。 • 两种无冲突协议：
– 位图（bit-map）协议也叫比特映像协议 – 二进制倒计数（binary countdown）协议也叫二
• 当G = 1时，可获得最大的吞吐量Smax = 1/e ≈ 36.8%
争用协议二：CSMA协议
• 载波侦听多路访问（Carrier Sense Multiple Access）协议 中，各站点不是随意发送数据帧，而是先要监听一下信道， 根据信道的状态来调整自己的动作，只有发现信道空闲后 才可发送数据。即“讲前先听”
• 概率p的目的就是试图降低1-坚持式协议中多个站点同 时发送而造成冲突的概率。
• 采用坚持监听是试图克服非坚持式协议中造成的时间 延迟。
• p的选择直接关系到协议的性能。
各种随机访问协议的信道利用率与负载的 关系图
CSMA/CD
• CS协议的“讲前先听”对ALOHA系统进行了有效的改进，但在 发送过程中若发生冲突，仍要将剩余的无效数据发送完，既浪费 了时间又浪费了带宽。
§4.1 信道分配问题
• 信道分配策略可分为两大类：
– 静态分配：如传统的FDM和TDM，将频带或时间片固定地 分配给各个站点。适用于站点数量少且固定的场所，控制简 单。
– 动态分配：异步时分多路复用。分为两种：
• 随机访问（争用，contention）：只要有数据，就可直接 发送，发生冲突后再采取措施解决冲突。适用于负载轻 的网络，负载重时效率低。
进制地址相加协议
位图协议
• 假设有N个站点（编号为0 ~ N-1），下图中N=8。 • 将信道时间划分成一系列交替的预约周期（位图）和数据传输周
期： – 一个预约周期由N个1比特的竞争时隙组成，每个时隙对应一
个站点。任何一个站点有数据发送时，必须在它的竞争时隙 期间发送“1”进行预约。 – 预约周期结束后，预约过的站点按编号顺序进行发送，永不 冲突。最后一站点发完数据后，开始新一轮的预约周期。
• 高负荷时，基本上N比特竞争时隙按比例平均分配给N帧数 据，即每帧需要一比特的额外开销，则效率为d/(d+1)。
位图协议的改进
• 小时隙轮换优先权协议：对位图协议稍加改进，一个站点在预约 后可立即发送，发送后紧接着又进入预约周期，由后继站点进行 预约发送。
• 改善了位图协议在低负荷下的效率，每个站点的平均等待时间都 为N/2个时隙。
– 有两个版本： ➢纯ALOHA协议（Pure ALOHA）：时间是连续 的，不需要时间同步。
➢时隙ALOHA协议（Slotted ALOHA）：时间是 离散的，需要时间同步。
纯ALOHA协议
• 每个站点只要有数据就可发送；通过监听信道来发现是否发生 冲突；若冲突，则等待一段随机时间，再重新发送。
• CD协议的“边讲边听”可对CSMA作进一步改进。发送过程中， 仍然监听信道，通过检测回复信号的能量或脉冲宽度并将之与发 送的信号作比较，就可判断是否发生冲突。一旦发生冲突，立即 取消发送，等待一随机时间后再重新尝试发送。
• CSMA/CD有三种状态：竞争、传输和空闲周期。
CSMA/CD协议中的竞争时间片
• 可大大减少冲突，获得远大于1/e的利用率，广泛应用于 LAN中。
• 常见的四种CSMA协议： – 1-坚持式CSMA（1-persistent CSMA） – 非坚持式CSMA（non-persistent） – p-坚持式CSMA（p-persistent CSMA） – 带有冲突检测的CSMA（CSMA with Collision Detection）
• 生成 0 帧的概率 = G0e-G/0! = e-G • 由于两个帧时内产生的帧数平均为2G，则在易损时间区内只有一个数
据帧（无任何其它帧产生）的概率为：P0 = e -2G • 代入S = G P0 可得：S = G e -2G • 当G = 0.5时，可获得最大的吞吐量Smax = 1/2e ≈ 18.4%
• 控制访问：发送站点必须先获得发送的权利，再发送数 据，不会发生冲突。在负载重的网络中可获得很高的信 道利用率。主要有轮转（round-robin）和预约 （reservation）两种方式。
静态分配
• 静态分配无法适应用户数的动态变化。
• 突发性通信造成信道的闲置，使利用率降低。
• 平均时延：
介质访问控制（MAC）
• 解决冲突的办法就是采用一套信道分配的策略来控制 各个站点如何使用信道，即介质（信道）访问（使用） 控制 MAC（Medium Access Control）。
• 由于网络中使用的传输介质及拓扑结构的不同，使得 介质访问控制的策略也不相同，因此在局域网的数据 链路层底部特别设置一个介质访问控制子层来专门负 责信道分配的问题。
– 当负载增大而产生冲突时，G>S。
– 在各种负荷下，设传送成功的概率为P0，则存在 S=GP0 的关 系，这里 S 即为吞吐量，G 为网络负载。
• 在任一帧时内生成 k 帧的概率服从泊松分布（Poisson distributed）： Gk e-G Pr [ K ] = ————— K!
纯ALOHA信道的效率
广播式网络
• 局域网大多采用广播传输技术（共享信道）。
• 广播信道（broadcast channel）或多路访问信道 （multiaccess channel）或随机访问信道（random access channel）中，所有站点共享一个传输信道，任 何时候只允许一个站点使用信道（向信道上发送数 据）。若有两个或多个站点同时发送数据，则信号在 信道上就会发生碰撞或冲突（collision），导致数据发 送的失败。
动态分配模型
一些假设：
• 站模型：由N个独立的站组成，每站在Δt时间内生成新帧的 概率为λΔt，λ为一常量。
• 单通道假设：所有通信都通过单个信道进行。 • 冲突假设：如果两帧同时发送，产生冲突，所有的站都能
检测到冲突。除冲突外没有其他错误。 • 连续时间：帧能在任何时候开始发送。 • 时隙：时间被分为离散的区间（时隙），帧总是在时隙开
纯ALOHA信道的分析
• 一个争用系统一方面不断生成新的数据帧发送，另一方面由于冲 突造成老的数据帧的重发。
• 若在一个帧时Tframe（frame time，一个数据帧占有的时间长度） 内平均有T个新帧生成，显然，必须满足0<T<1。再加上一些重 发的老帧，该时间内实际发送的帧的平均数为G。
– 当负载很小时，几乎不发生冲突，可认为S≈G。
时隙ALOHA协议
• 1972年提出了可将纯ALOHA的利用率提高一倍的方法，即 时隙ALOHA系统。
• 将信道时间分为离散的时间片，每个时间片可以用来发送 一个帧。一个站点有数据发送时，必须等到下个时间片的 开始才能发送。
• 这种时间的同步是通过设置一个可定时发送时钟信号的特 殊站点来实现的。
• 时隙ALOHA的易损时间区是纯ALOHA的一半（即t，一个 帧时），因此可得：S = G e -G
始的瞬间发送。 • 载波侦听：所有的站都能检测到信道是否正在使用。 • 非载波侦听：各站在使用信道前不检测信道是否空闲。
§4.2 多路访问协议
• 争用协议一：ALOHA协议
– 20世纪70年代，美国夏威夷大学的ALOHA网通过 无线广播信道将分散在各个岛屿上的远程终端连接 到本部的主机上，是最早采用争用协议的网络。