计算机网络第04讲数据链路层下

1、第1页计算机网络与通讯第4讲数据链路层(媒体访问控制子层)第2页计算机网络与通讯4.1介质访问控制技术一种常用介质访问技术分类方法点到点网络广播网络网络可以划分为两大类在广播网络中，由于所有信道的使用者都是共享一个信道，就存在了一个如何确定信道使用者的问题，而解决这个问题的技术就被称为介质访问控制技术。频分多路复用（Frequency Division Multiplex）时分多路复用（Time Division Multiplex）介质访问技术静态FDM动态FDM同步TDM异步TDM波分多路复用码分多路复用第3页计算机网络与通讯异步TDM由于对时间片的使用不是固定的，因此必须在时间片中添加用

2、户标记。异步TDM随机访问争用控制访问轮转预约第4页计算机网络与通讯课本上的介质访问技术分类方法静态划分信道频分复用时分复用波分复用码分复用 动态媒体接入控制（多点接入或多路访问）随机接入受控接入 ，如多点线路探询(polling)，或轮询。 注：本章按这种分类方法进行组织，静态的内容已经在第一章中介绍。第5页计算机网络与通讯4.2时分多路访问协议 ALOHA协议ALOHA协议一种在共享广播信道中解决多个无协调关系的用户竞争单个共享信道使用权的协议。ALOHA协议纯ALOHA无须时间同步机制分隙ALOHA须时间同步机制第6页计算机网络与通讯纯ALOHA纯ALOHA协议当用户有数据要发送时，就发

3、送数据，发送方利用广播的反馈特性，通过监听信道判断是否出现帧破坏。用户用户用户用户时间帧的大小一致各用户发送时间完全随机冲突发生时，发送冲突的帧全部损坏帧失败就不断重传直至第7页计算机网络与通讯ttt+tt+2tt+3t冲突危险周期发送时与阴影帧的开始冲突发送时与阴影帧的结尾冲突第8页计算机网络与通讯遵循纯ALOHA协议，根据泊松分布，可以计算出有效吞吐率与单位时间帧产生率之间的关系。根据泊松分布，单位时间帧产生k帧的概率为：其中G指新帧与重传帧在单位帧时间产生的数量，则吞吐量为乘以每一次传输成功的概率P0,即S=GP0 , P0为一帧也没有遭到冲突的概率。根据上图，在两个帧时间内，不存在其他

4、流量而导致冲突的概率为P0 e-2G。利用S=GP0 ,可以得到公式如下：当G为0.5时（表示单位帧时间内平均可能有0.5个新帧或重复帧产生），吞吐量最大为1/2e，约等于0.184，也就是信道利用率为18%。第9页计算机网络与通讯分隙ALOHA分隙ALOHA协议将时间分成离散的间隔，每个间隔对应于一帧，要求用户遵守统一的时间间隔边界，必须借助于特定的同步机制实现时间间隔划分。分隙ALOHA协议导致冲突危险周期减小了一半，根据计算可以得到：第10页计算机网络与通讯CSMA与CDCSMA在发送数据之前，首先进行载波监听，减少冲突的机会。持续型CSMA又称为持续型CSMA，当站点有数据发送时，首先

5、监听信道；如果信道闲，则一定发送数据；如果信道忙，则一直等待至信道闲再发送。非持续型CSMA站点发送数据之前，首先监听信道；如果信道闲，则发送数据；如果信道忙，则随机等待一段时间，再重复同样的算法。p-持续型CSMA应用于分隙方式，站点在发送数据之前，监听信道；如果信道闲，则以概率p进行发送，以概率p延迟至下一个时隙；如果下个时隙信道同样空闲，则重复同样算法；如果信道忙，则处理方式为随机等待一段时间再重新开始。CSMA第11页计算机网络与通讯非持续型CSMA优于持续型CSMA在信道忙时，多个需发送数据的站点采用持续型CSMA，一定会发生冲突，而非持续型不一定会发生冲突。P-持续型CSMA优于非

6、持续型CSMA在信道闲时，多个同时要发送数据的站点采用非持续型CSMA一定会发生冲突，而p-持续型不一定会发生冲突。第12页计算机网络与通讯CD冲突检测时，通过检测回复信号的能量或脉冲宽度，并与传送信号进行比较，可以判断是否产生了冲突。一旦发现产生了冲突，则停止发送。在以太网中，一旦检测到冲突，发送站点会发送一些特殊的加强脉冲，通知其他站点发生了冲突，这样避免了某些站点接收到冲突产生的破碎帧而当作正常帧处理。帧帧帧帧传输周期竞争周期空闲周期竞争时隙t0CSMA的三种状态竞争传输空闲第13页计算机网络与通讯信号传播时延为tt0时刻开始发送第一位数据。第一位数据到达最远端的站；这时刻之后不会发生冲

7、突；最坏的情况，最远端站恰好发送了第一位数据。最远端站的数据到达发送站；在该时刻之前，发送站如果已经终止了发送，就不会发现冲突。t0t0tt02t所以，在共享信道的CSMA中，为避免检测不到冲突的情况，要求帧的发送时延要大于倍的信号传输时延。第14页计算机网络与通讯无冲突协议位图协议 网络中有N个站点,每个竞争周期包含N个时间槽,当站点需要发送数据时,在对应的时间槽上置1,从而让所有站点得知在竞争周期后有多少数据帧要发送.012345671118个竞争时间槽13701234567118个竞争时间槽15帧 像这样在实际发送数据之前,先广播自己有数据要发送的协议,被称为预留协议(reservati

8、on protocol).第15页计算机网络与通讯二进制倒计数协议 为避免网络中有N个站点时,位图协议要求每个竞争周期包含N个时间槽,二进制倒计数协议采用了一种特殊的方法.给个站点一定长度的地址,当站点想发送数据时,就广播其二进制地址串,来自不同站的地址中的每一位,被布尔或(or)在一起.如果一个站点发现其收到地址串中,一个值为0的高位被改写成了1,则就放弃发送,直至下一个时间周期. 可将数据帧的最前字段定义为地址字段,这样可以在发送帧的同时完成竞争,提高信道利用率.00100-01000-1001100-101010101010结果站点0010与0100看到这个1就放弃发送地址串,放弃发送站

9、点1001看到这个1就放弃发送地址串,放弃发送第16页计算机网络与通讯4 有限竞争协议 有限竞争协议的思路是将用户划分成特定的小组,竞争仅限制在小组内部,从而减少了冲突发生的机率.从而使站点获得信道的概率增加. 例如一种思路就是将网络中节点划分为0号和1号两个小组,0号组员竞争0号时间槽,1号组争用1号时间槽;如果0号时间槽有冲突或有站点要发送,则1号组员不能竞争1号时间槽;当0号时间槽为空闲,则1号组开始争用1号时间槽.自适应树搜索协议所有节点开始时都试图发送;当0号时间槽冲突,则只有ABCD可与以再尝试发送;当1号时间槽也冲突,则只有AB可以再尝试发送;AB如果再发生冲突,则只有A可以发送

10、.第17页计算机网络与通讯在局域网络中还有令牌环和时间槽两种协议，局域网络中有介绍，这里的协议理论部分，待补充。5 其他无冲突的多路访问协议第18页计算机网络与通讯4.3波分多路访问协议 网络中存在一种协议也可以应用在FDM、TDM上，将信道划分成多个子信道，然后根据需要分配这些子信道。当这种划分机制应用于光纤LAN时，就是波分多路访问协议。一种简单的波分多路访问协议如下。接收器发送器接收器发送器接收器发送器接收器发送器光纤网络结构无源星型网络第19页波分多路访问机制同一时刻允许多个站进行传输；将光波谱划分为多个信道（波段）；每个站被分配两个信道，一个窄的信道用作控制信道，一个信道用作数据信道

11、；每个信道被分为时间槽组，例如控制信道时槽数目为m，数据信道时槽数目为n+1，n个时槽用于数据，最后一个槽用于站的状态报告；每个站都有两个发送器和接收器；一个固定波长的接收器，用于监听它自己的控制信道；一个可调节波长的发送器，用于在其他站的控制信道上发送信息；一个固定波长的发送器，用于发送数据；一个可调节波长的接收器，用于选择监听一个数据发送器；协议通过在控制信道和数据信道上的波段调节，从而实现站点间通信；WDMA在密集波分复用系统中大量使用。第20页4.4无线多路访问协议 隐藏站与暴露站问题当无线局域网络中的站点处于同一物理空间中，由于信号斗采用辐射方式，因此这些站点之间会传声信号上的冲突，

12、这些冲突在无线环境中主要体现在以下两个方面。隐藏站指在接收者的通信范围内而不在发送者通信范围内的站点。隐藏站因听不到发送者发给接受者的报文，也向接收者发送，造成报文在接收者处冲突，直到碰撞发生之前发送端都不能发现冲突，从而降低了信道利用率。 隐藏站问题第21页暴露站是指在发送者的通信范围之内而在接收者的通信范围之外的站点。暴露站因听到发送者的发送而延迟发送。但因为它在接收者的通信范围之外，它的发送并不会造成冲突，因此造成了不必要的延迟，这样的问题称做暴露站问题。 第22页问题解决隐藏站问题解决一种可能的解决方法是在发送数据之前，通信双方先使用控制报文进行握手。以上图为例：当A要向B发送数据，A

13、先向B发送RTS，B收到RTS后，回应CTS，A收到CTS后开始向B发送数据，这时隐站C能够听到B发送的CTS知道A要向B发送数据，C可以延迟发送。解决了问题，但此例中，C只是作为发送端角色，因此称为隐发送端问题。 采用上述方案，当C听到B发送的CTS延迟发送时，如果D向C发送RTS请求，因为C此时不能发送任何信息（否则与A至B的数据传输冲突）所以D就收不到回应CTS，导致D此时不能发送数据给C，要用延迟算法退避继续请求。但此时D至C的链路是空闲的，这明显浪费了空闲链路，此时C作为接收者，所以此问题称为隐接收端问题。当系统只有一个信道时 ,隐接收站问题是无法解决的。因为在单信道的情况下 ,C发

14、送的任何信号都会造成 B处的报文碰撞。一种可能的解决方法是 C通过一个带外信号 ,通知 D它此时不能发送 ,正处于延迟发送状态 ,D可以先处理其它任务。另一种方法是如果系统有数据信道和控制信道 ,当 A和 B在数据信道上交互数据信息时 ,C可以通过控制信道与 D交互控制消息。控制消息交互成功后 ,D可以通过数据信道向 C发送报文而不会产生冲突。 由此可见 ,在使用单信道的网络中 ,不可能同时解决隐发送站和隐接收站问题。要想完全解决隐站问题 ,数据和控制报文必须在不同的信道上分开传送。 第23页暴露站问题解决当 B向 A发送数据时 ,C听到了 B发送的 RTS,但没有到 A回送的 CTS。此时

15、,C便知道自己是暴露站 ,它向 D发送数据并不会影响 B与 A的通信。但是问题并没有解决。当C知道自己是暴露站后 ,它认为自己可以向D发送，C向 D发送 RTS,但来自 D的 CTS会与B发送的数据在 C处产生碰撞。也就是说 C收不到 D的CTS。问题又产生了 ,由于C不知道D的当前状态 ,就超时重发。显然 ,在 B与 A通信期间 ,C无论发送多少次 RTS,它都不可能听到来自D的CTS。C不但没有向 D成功发送数据报文 ,反而重发了很多无用的 RTS。这是暴露发送站问题 。如隐站时分析在单信道的情况下 ,握手机制也无法解决暴露发送站问题。但若将数据信道和控制信道分开 ,当 B通过数据信道向 A发送数据时 ,如果图中的 C要向 D发送数据 ,C与 D可以通过控制信道成功交互控制报文 ,C也可以顺利地通过数据信道向 D发送数据而不会产生冲突 ,这就解决了暴露发送站问题。再来看看 C作为接收者时出现的问题。显然在B向A发送期间由于B在共享范围内的数据广播C是不可能接收数据的，因为即使有控制信道的存在 RTS-CTS交互成功 ,来自 D的数据报文也会与 B的数据报文在 C碰撞。虽然 C无法接收 D发送的数据报