《计算机通信与网络》课件第五讲信道共享技术

1、信道共享技术前面讲的数据链路层的传送协议及控制方法，主要针对点-点独享一个信道和主机相连，而实际上，经常遇到的是多个相距较近的计算机或终端要同时和一个主机相连，若每个用户都用独立的信道与主机相连，则会消耗很多线路资源，为此，常采用多个用户和一个主机连接，共享信道。本节介绍的信道共享技术受控多点接入 轮叫轮询 传递轮询随机接入方式 纯ALOHA S-ALOHA CSMA(非坚持、1坚持、p坚持、CSMA/CD) 通过集中器或复用器连接(见下页图) 特点：附加设备，集中控制 接入方法：顺序扫描查询各端口，或使用中断技术 通过公用信道连接(多点接入) 特点：一条公用信道连接所有用户，按协议分配信道

2、接入方法： 受控接入 集中式控制：轮叫轮询 ，主机按一定的顺序逐个询问各站是否有数据要发送。如有，则被询问的用户就立即将数据发给主机；如无，则再询问下一站。分散式控制：令牌环网，传递令牌，获得令牌才有权发送数据随机接入：站点可随时发送数据，争用信道，易冲突。信道共享技术分类：依据连接方式现已研究出了多种解决冲突的网络协议。随机接入实际上就是争用接入，争用胜利者才可获得信道，从而获得数据的发送权。主机前端机MUXMMMMMUXTTTTTTC通过复用器或集中器连接通过复用器或集中器连接busABCCringADCBT用户使用多点接入协议共享一个公用信道静态分配信道 仅适用于站点较少、站点数目相对固

3、定且每个站点通信量均较大的情形，不适于突发性数据。静态分配信道的缺点：仅适用于站点较少、站点数目相对固定且每个站点通信量均较大的情形，不适于突发性数据。这种网络系统应属于M/M/1模型，即帧到达的时间服从泊松分布，平均到达率为帧/秒；服务时间（即帧长）服从指数分布，平均帧长为1/ 比特/帧；数据率为C bps，则平均发送时间为1/C秒/帧。可计算出： 平均时延 1C- T=若采用静态分配方式，将信道分为N个独立的子信道，每个子信道的数据率为C/N bps，每个子信道的平均到达率将为/N帧/秒，平均时延将是：TFDM =(C/N) - /N1=C- N= NT由此可看出，采用FDM时平均时延较长

4、，它是把所有的帧排入一个中心队列情况下的平均时延的N倍。信道动态分配的前提：5个假定1. 站模型假定：各站独立，且以固定速率 产生帧。在成功发送一帧之前，站点不会产生新帧（单用户系统）2. 单信道假定：只有一个信道，各站平等共享该信道，尽管协议软件可以给各站赋予不同的优先级，但就硬件而言，各站都是平等的。3. 冲突假定：若有冲突（两帧有重叠），必须重发。除了冲突产生的差错外，不再有其他任何差错。4. 时间假定 连续时间：帧可以在任何时刻发送 时隙：时间被分为离散的区间(时隙), 帧必须在时隙开 始的一瞬间发送。一个时隙内可发送0,1或多帧， 分别对应空闲时隙、成功发送或发生冲突的情况。5. 载

5、波假定 有载波侦听：站点可以检测到信道是否空闲 无载波侦听：站点在发送之前不判断信道是否空闲， 只是盲目的发送，事后才能确定本次传送是否成功。载波：电缆上的电信号。受控多点接入：轮叫轮询线路NN-121主机收发 轮叫轮询接入方式 图中N个站接成多点线路。主机按顺序从站1开始逐个轮询。站1如有数据即可发给主机。站1如无数据，则发送控制帧给主机，表示无数据可发。然后主机轮询站 2。. 在询问完站N后，又重复询问站1。 “轮叫轮询”即表示主机轮流查询各站，问有无数据要发送。当然主机也可以主动将数据发给各站。由于在主机向各站发送数据时有主动权，且其数据帧均带有各站的地址， 每个站只能接收主机发送给自己

6、的数据，所以不会出现混乱现象。传递轮询传递轮询工作原理 (1) 主机先向站N发出轮询帧。站N在发送数据后或在告诉主机没有数据发送时，即将其相邻站 (站N-1)的地址附上。 (2) 当站N向主机发送数据时，站1至站N-1都可以检测到线路上有数据在发送。由于这些数据的地址是指向主机的，所以站1至站N-1都不接收这些数据。而在最后，站N-1检测到自己的地址，知道站N把发送权转移到本站了。于是站N-1就开始向主机发送数据。 (3) 当站1发完数据时，将主机的地址附上。当发送权重新回到主机手中时，一个循环就结束了。在下一个循环开始时，主机再向站N发送轮询。传递轮询与轮叫轮询的比较 (1)传递轮询的帧时延

7、总是小于同样条件下的轮叫轮询的时延。 (2)站间距离越大，传递轮询的效果就越好，但协议比轮叫轮询复杂 (3)站间距离较小且通信量较大时，传递轮询带来的好处就不太明显。随机接入方式问题：当网络通信的数据量较小时，轮询帧就会始终在站间传来传去，效率低，此时，最好能让各站自由发送，就可减去轮询帧。但问题是，当恰好有两个或多个用户同时需要信道时，就会产生冲突，如何既能无需轮询帧，又可以协调好不产生冲突呢？随机接入方式： 最基本的是纯ALOHA协议纯ALOHA协议70年代夏威夷大学通过无线电使用中心计算机（无线局域网）一般模型：总线信道NN-121接口总线信道ALOHA系统的一般模型工作原理和特点工作原

8、理：站点只要产生帧，就立即发送到信道上；规定时间内若收到应答，表示发送成功；否则重发重发策略：若立即重发，则显然要再次冲突，等待一段随机的时间，然后重发；如再次冲突，则再等待一段随机的时间，直到重发成功为止缺点：简单易行极容易冲突纯ALOHA系统的工作原理图A1帧产生B1A2A2B1冲突随机时间t1t2B2A2t3B2t4B3A3 站A站B信道上的总效应A1B1A2B2ttt纯ALOHA系统的性能分析假设1: 不考虑信道不良产生的误码，只考察信道冲突产生的差错假设2: 设每个站发送的帧长度固定，均需T0时间完成传送，那么一个帧成功发送的条件是该帧与该帧前后发送的两个帧的开始发送时间间隔均需大于

9、T0，否则均会造成冲突:若与前一个间隔小于T0, ?若与后一个间隔小于T0, ?假设3:设帧的到达时间（发送帧）服从泊松分布网络负载G: 在T0时间内总共发送的帧数（成功与不成功的）G 0. 5 （具体分析过程见下页）吞吐量S：在T0时间内成功发送的帧数(0S1)S 0. 184S与G的关系：S = G P发送成功 P发送成功 = P 连续2个到达间隔T0 = （P 到达间隔T0 ）2 (t)= e t (是帧的平均到达率) P 到达间隔T0 = T0 (t) dt = T0 (G/ T0) e -Gt/ T0 dt = e -G 吞吐量公式： S = G e -2G 极大值为 G=0.5 时

10、，S = 0.184所以到达时间间隔的概率密度为纯ALOHA的吞吐量与网络负载的关系曲线不稳定区域时隙ALOHA协议（S-ALOHA）纯ALOHA当G0.5, 由于正反馈，网络性能急剧下降，不能正常工作，需要加以改进。时隙ALOHA：工作原理：将时间划分为一段段等长的时隙，一个时隙长度正好发送完一个帧帧不论何时产生，只能在每个时隙开始时发送到信道上重发策略：同纯ALOHA性能：网络负载 1 吞吐量 0. 37(见下页图与定量分析）代价：需要全网同步；可设置一个特殊站点，由该站点发送时钟信号。时隙ALOHA系统的工作原理图A1帧产生B3A2A2B1冲突随机时间t1t2B2B2B3A3 站A站B信

11、道上的总效应A1B1A2B2A3时隙ALOHA系统性能分析设一个帧在某个时隙开始之前Tx到达(TxTx = T0 -Tx (t) dt Tx (t) dt = T0 -Tx e -t dt Tx e -t dt = T0 -Tx (G/ T0) e -Gt/ T0 dt Tx (G/ T0) e -Gt/ T0 dt = e -G 吞吐量公式： S = G e -G 极大值为 G= 1 时，S = 0.37 帧到达时刻时隙ALOHA与纯ALOHA的吞吐量曲线S = G e -2GS = G e -GSG载波监听多点接入(CSMA)CSMA工作原理：是对ALOHA的一种改进，增加了硬件装置，使得

12、每个站在发送数据之前，监听信道上其它各站是否在发送数据，如果无，则发送，如果有，则暂不发送，等待一段时间后重试，从而减少冲突的可能性。（载波是一种习惯沿用，因为最早的ALOHA系统是无线的，其发射机工作在超高频波段，网上各站发送的数据是可监测到的载波，而对于一般的总线局域网，若采用基带传输，只是发送二进制代码。）CSMA：载波监听多点访问CSMA 按监听到信道忙之后的策略可分为：非坚持CSMA：一旦监听到信道忙，就不再监听；延迟一个随机时间 后再次监听。坚持CSMA：监听到信道忙时，仍继续监听，直到信道空闲1-坚持CSMA：一听到信道空闲就立即发送数据（以概率1发送）p-坚持CSMA：听到信道

13、空闲时，以概率p发送数据，即以概率1-p延迟一段时间(端到端的传播时延)后，再重新监听信道。 具体实现时，以概率p发送数据时，可以选择一个0-1之间的随机数I. 若Ip(概率p的大小是事先给定的), 则发送数据，否则延迟时间后再重新监听信道。都可以有时隙的和非时隙的工作原理：发送前监听。附加硬件装置，每个站点在发送数据之前要监听信道上是否有数据在传送。若有，则此站暂停发送，等待一段时间后重试。CSMA的流程图有待发帧？载波监听策略（分时隙）延迟到下一个时隙的开始发送等待2收到ACK？出口NY延迟随机时间NYALOHA l p?YN非坚持CSMA信道忙？选择0-1之间的随机数l信道忙？延迟NNY

14、YP坚持CSMA载波监听策略课件制作人：谢希仁电磁波在总线上的有限传播速率的影响 当某个站监听到总线是空闲时，也可能总线并非真正是空闲的。 A 向 B 发出的信息，要经过一定的时间后才能传送到 B。B 若在 A 发送的信息到达 B 之前发送自己的帧(因为这时 B 的载波监听检测不到 A 所发送的信息)，则必然要在某个时间和 A 发送的帧发生碰撞。碰撞的结果是两个帧都变得无用。 1 kmABt碰撞t = 2 A 检测到发生碰撞 t = B 发送数据B 检测到发生碰撞 t = t = 0单程端到端传播时延记为 传播时延对载波监听的影响 1 kmABt碰撞t = B 检测到信道空闲发送数据t = /

15、 2发生碰撞t = 2 A 检测到发生碰撞 t = B 发送数据B 检测到发生碰撞 t = ABABAB t = 0 A 检测到信道空闲发送数据ABt = 0t = B 检测到发生碰撞停止发送STOPt = 2 A 检测到发生碰撞STOPAB单程端到端传播时延记为 传播时延对载波监听的影响 由于信号在信道 上以有限速度传输，所以采用载波监听并不能完全消除冲突。例:A和B两个站相距1km,用同轴电缆相连。电磁波在电缆中的传播速度只有在自由空间的65%左右，因此1km电缆需要5s的传播时延。因此，A向B发出的信息，在5s后才能传送到B。也就是说，B若在A发送的信息到达B之前发送自己的帧(因为这时载

16、波监听检测不到A所发送的信息),这必然要和A发送的帧发生冲突。冲突的结果是两个帧都变得无用。AB1kmt=5s冲突性能：时隙非坚持CSMA的定量分析：（下页为图）为归一化端到端的时延CSMA的缺点 由于传播时延的存在，现在获得的监听结果是时延时间以前的信道状况，发送时可能有变化，所以还是有可能冲突; 在冲突发生时，由于在发送数据的两个（或多个）站不再监听，而别的站在监听时，只会发现信道忙，但不知道是出现冲突，这样，发送数据的站将一直把数据发出。 但显然这些数据是有错的，因此这段时间是浪费的。 为此的改进：?发送时保持监听CSMA/CD：带冲突检测的载波监听多点访问工作原理：边发送边监听（冲突检

17、测）。若监听到冲突，则冲突双方都立即停止发送。信道很快空闲，从而提高效率。 冲突检测方法：可以通过增加一些硬件来简单进行，如: 比较接收到的信号电压的大小 检测曼彻斯特编码的过零点 发送的同时也接收，就可以比较接收到的信号与刚发出的信号检测到冲突后，发送人为干扰信号，强化冲突，以通知其他站点CSMA/CD可能的时间花费情况：（见下页示意图）若B站发送数据的时刻与A站发送数据的时刻之差小于时，则冲突必然产生。总线的争用期为: TB+TJ+由上图可见，时延太大的也不宜采用CSMA/CD，如卫星传输,常用在局域网中;CSMA/CD也分为非坚持、p-坚持，各有优缺点非坚持：有数据要发时就监听，若信道忙则过一个时间再听，一旦监听到信道空闲就立即发送数据，并继续监听；若监听到冲突，则立即放弃发送，易使网络进入空闲1-坚持：有数据要发时就一直监听，一旦监听到信道空闲就立即发送数据，并继续监听；若监听到冲突，则立即放弃发送， 易冲突p-坚持： p 不易选定, 在实用网络中常选择1坚持。二进制指数后退算法退避算法：以截断二进制指数类型，来决定重发时延从 0, 1, 2, ., 2k-1 中随机取一个数，设为r，其中： k = min 重发次数，10 ，（使得时延在重发了一定次数后随重发次数而增大，以保证负载不会快速增加，保证系统稳定）则：重发时延