4无线局域网媒体访问控制协议基础解析

,单击此处编辑母版文本样式,第二级,第三级,第四级,第五级,*,*,天河学院,无线局域网媒体访问掌握协议根底,11/6/2024,课程要点,4.1 引言4.2 MAC协议根底 4.2.1 播送信道及多址接入技术 多址接入信道模型 4.2.3 多址接入协议的主要性能指标4.3 典型的时分多址接入MAC协议与性能 4.3.1 多址接入MAC协议的分类 4.3.2 ALOHA协议 4.3.3 CSMA协议 4.3.4 按需安排方式MAC协议,11/6/2024,4.1 引言,传输媒体及其频带是局域网络特殊是一大类播送信道局域网络全部站点共享的系统资源。局域网的络媒体访问掌握MAC协议是在局域网内将传输媒体的频带有效地安排给网络各站点用户的方法。媒体访问的掌握策略对整个局域网络的性能吞吐量、帧延迟时间等来说是至关重要的。,本节课程概括介绍适合播送信道的局域网络媒体访问掌握MAC协议。这些协议虽然有些并非为为无线局域网所设计，但原则上都可以用于作为无线局域网的媒体访问掌握MAC协议。在介绍播送信道模型的根底上，分析了经典的ALOHA协议、CSMA协议的原理及性能，最终对适合无线局域网的CSMACA等协议进展争论。,11/6/2024,4.2 MAC协议根底,4.2.1 播送信道及多址接入技术,一播送信道概念及信道的容量,所谓播送信道，简洁说来是指系统中的全部站点都连接在该信道上，这些站点中的任何一个所发送出的信号，都可以被系统中与信道相连接的全部其它站点接收到。,信道是有容量限制的，而信道容量则是信道资源大小的量度，表示信道能够牢靠传输信息的速率力量。信道容量的大小由下面的香农公式给出：,C = Blog21+S/N,式中，C为信道容量，单位为bit/s；B为信道频带宽度，单位为Hz；S/N是信道中的信号功率S与噪声功率N之比，称为信噪比。,11/6/2024,4.2 MAC协议根底,4.2.1 播送信道及多址接入技术,二信道的复用与多址接入技术,原则上说来，同一局域网络系统中两个或两个以上站利用同一频带信道资源是不能在同一时间发送信息的。通常承受分割子信道的方法。,分割子信道通常又称为复用技术。复用技术除了以前提到的频分多址FDMA和码分多址CDMA技术外，还有一种常用的时分多址TDMA技术。FDMA和CDMA技术在GSM蜂窝 网或无线局域网中用来分割相邻不同小区的子信道，而在单小区无线局域网或有线局域网内，为了假设干站共享同一媒体资源，常承受时分的方式，假设干站交替在不同时间占用公共信道媒体来发送信号，这一技术称为时分多址接入技术。,11/6/2024,4.2 MAC协议根底,4.2.2 多址接入信道模型,一N用户播送信道,SB RB,SB RB,SB RB,MAC,MAC,MAC,接收缓冲器,接收缓冲器,媒体访问控制,站点1 站点 2 站点 N,图4.1 N用户播送信道模型, N个用户直接“连接”在该信道上；, 任一用户发送出的信息信号可被全部其它站接收到；, 信道是半双工的，即同一时间仅当只有一个站发送信息时，,其它站才可以正确接收。,11/6/2024,4.2 MAC协议根底,4.2.2 多址接入信道模型,二数据帧的生成规章,网络中每个站有数据要发送时，在MAC层将数据装配成一个又一个的数据帧，并依挨次放入发送缓冲器。一个数据帧进入缓冲器就意味着一个帧的生成。,设单位时间内平均到达帧数为，且满足：, 不随时间变化；, 某一帧的到达不影响后续帧的到达；, 任意小的时间段t内的到达帧要么为1，要么为0。,网络中全部站帧的到达听从泊松分布，即在时间0，t内“到达k个帧”这一大事的概率记为Pkt为：,Pkt= tk /k！e-t 4-1,据此可得帧到达时间间隔的概率密度函数pt为：,pt= e-t 4-2,11/6/2024,4.2 MAC协议根底,4.2.2 多址接入信道模型,三信道为抱负无噪信道,我们假设系统是抱负的且信道中是没有噪声和干扰的，这样当只有某一个站发送数据信息时，信号会无失真地到达各个站点，它的接收站肯定能正确收到。在这种状况下，传输出错仅当假设干站同时发送信息发生碰撞时才可能消失。,四,传输碰撞的后果及处理,传输碰撞是两个或两个以上的站同时向信道中送出数据帧是发生的。无论两个或多个数据帧在时间上全部重叠还是局部重叠，这些相碰的数据帧都会损坏。相互碰撞的帧损坏或传输错误之后，发送站要依据某种规章将被损坏帧进展重新发送。,11/6/2024,4.2 MAC协议根底,4.2.3,多址接入协议的主要性能指标,吞吐量S、总业务量G、平均传输延迟D等。,一. 吞吐量,S,吞吐量是单位时间内在信道上成功传送的信息量，其单位是bit/s。假设在每一秒时间内，成功传送的帧数为n，每帧长度为L比特，则吞吐量为 nLbit/s。有用中为分析便利，吞吐量常用其理论上的最大值，也就是信道的传输速率R单位是bit/s来归一化，用符号S来表示，则 S = nL/R = nT T为每帧的传输时长 ，且,0 S 1,假设系统中各站没有数据帧的传输要求信道空闲，总业务量G = 0或传输的数据帧都发生碰撞，单位时间内成功传输的帧数n等于零，则S = 0 ；,假设有足够的帧要求传输，这些数据帧一个接一个地发送到信道中，既没有发生碰撞，又没有空闲的帧间隙，则S = 1。,11/6/2024,4.2 MAC协议根底,4.2.3,多址接入协议的主要性能指标,系统的总业务量就是系统中全部站数据帧之传输要求的总和。定义为网络信道上全部站在单位时间内要求传送的帧包括新生帧和出错重传帧的信息量总和，其单位也是bit/s。,总业务量也常用信道的信息传输速率R来归一化，用符号G表示。假设每一秒内系统要求传送的帧数为为按泊松分布帧的到达率，则用R归一化的总业务量G为,G = L/R = T,尽管吞吐量S不行能大于1，但总业务量G作为系统的传输要求，是可能大于1的。当G大于1时，意味着系统内总的传输要求超过了信道的传输力量信道的信息传输速率R。,吞吐量S、总业务量G、平均传输延迟D等。,二. 总业务量,G,11/6/2024,4.2 MAC协议根底,4.2.3,多址接入协议的主要性能指标,某一个数据帧从进入发送缓冲器到成功到达目的地的接收缓冲器所经过的时间称为该数据帧传输拖延包括该数据帧在发送缓冲器中的等待时间、将数据帧按传输速率R一位一位送入信道的传输时间、与传输距离相关的信号传播时间、数据出错后重新传输的时间等。,平均传输拖延则是对全部数据帧的传输拖延求得的统计平均值。 常用传输时间T来归一化，用符号D表示。,吞吐量S、总业务量G、平均传输延迟D等。,三.平均传输拖延D,只有当数据帧在发送缓冲器中的等待时间为零、数据帧一次发送成功没有发生碰撞和误码且无视掉信号在媒体中的传播时间的状况下，D = 1 。,假设系统的总业务量G增大，则数据帧在发送缓冲器中的等待时间就会增长；总业务量G的增大也会使系统内总的发送企图试图发送的数据帧上升，会大大增加数据帧在信道中的碰撞机率，使数据帧出错后重新传输的时间增长。,11/6/2024,4.2.3,多址接入协议的主要性能指标,四.吞吐量特性吞吐量S与总业务量G的关系,当总业务量大于等于信道传输速率RG大于或等于 1时，假设不发生碰撞且数据帧间间隔为零抱负状况，信道的利用率到达100% ，此时吞吐量达最大值，S=1 。,吞吐量（S）,理想特性,实际特性,0 1 总业务量（G）,1,图4.2 吞吐量总业务量SG特性,实际状况下，G较小时，S可随着G的增大而增大；当G大到肯定程度，不行避开的碰撞将使S减小；假设此时不加以掌握，大量新帧和重传帧的消失，会使得G进一步剧增，系统陷于瘫痪，即S=0，D趋于无穷大。,当总业务量小于信道传输速率RG小于 1时，由于不发生碰撞或碰撞较少，此时S大约等于G。抱负状况下不发生碰撞，S = G 。,11/6/2024,4.2.3,多址接入协议的主要性能指标,五.延迟特性平均传输延迟D与吞吐量S的关系,假设新的业务量不断增加，在加上数据帧碰撞大量消失，将会使总业务量G剧增。如掌握不当，不仅会导致S锐减，还会导致平均传输拖延D急剧上升。,图4.3 平均传输延迟吞吐量DS特性,随着吞吐量S的增大，发送等待时间上升，数据帧在信道中的碰撞使得重传帧增加，重传时间增大，导致平均传输拖延增大。,正常状况下，总业务量G较小，吞吐量S也较小时，发送等待时间小，数据帧在信道中的碰撞也很少，此时的平均传输拖延D也小；,平均传输延迟（D）,延迟特性,0 1 吞吐量（S）,1,11/6/2024,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.1 多址接入MAC协议的分类,时分多址接入协议,同步时分多址接入协议,异步时分多址接入协议,随机竞争方式,固定分配方式,按需分配方式,TDMA,ALOHA,CSMA,Polling,Token,Bit-Map,图4.4 时间分割多址接入MAC协议的划分,随机竞争方式MAC协议使用播送信道，连接在播送信道上的任一站点在需要发送信息时，要以某种方式竞争信道的使用权，一旦得到使用权便将信息数据帧发送出去。全部站点都能收到这一信息，假设某站觉察该信息是发给自己的，便存贮并处理，否则丢弃。这种随机竞争方式的典型协议有ALOHA协议、CSMA协议等。,按需安排方式MAC协议中，网络各站以轮询或预约的方式获得信道使用权。例如在轮询方式中，网络按某种循环挨次询问各站是否有信息发送，被询问站如有待发信息，则马上发送出去，否则通知网络转向询问下一个站点。轮询方式掌握有集中掌握该中心站对各站依次点名称为轮询，如Polling协议和分布掌握各站依肯定规章传递信道使用权，又称为令牌方式，如token passing bus协议两种。,11/6/2024,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.2 ALOHA协议,一. 纯ALOHA原理,纯ALOHA是指在时间上不划分时间片的ALOHA协议。其原理如 下：,当网络中任一站有数据帧要求发送时，不管信道忙与闲，马上发送出去。当检测到所发送的数据帧与其它站发出的数据帧发生碰撞时，则独立延迟一段时间退避时间再重新发送出去。如再次发生碰撞，重复以上过程，直至发送成功。,碰撞窗口,T,T,图4.5 纯ALOHA协议的碰撞窗口为2T,数据帧生成后不用等待就马上发出去，故纯ALOHA协议的发送等待时间小，在网络业务量小时有利于提高系统的吞吐量。然而由于发送前不检测信道忙闲，在网络业务量大时，数据帧碰撞概率较大。不加掌握时反而会导致系统的吞吐量的快速减小与延迟的急剧增加。,11/6/2024,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.2 ALOHA协议,二. 分时隙ALOHA原理,在分时隙ALOHA中，将信道传输时间按一帧时长T划分成时间片(Slot)，某站的待发送帧不管产生于何一时刻，但发送起止时间在一个时间片内进展。如此可能产生的碰撞都应当是完全重叠式的碰撞，从而将碰撞窗口减小为T。,图4.5 纯ALOHA协议的碰撞窗口为2T,B1,A1,B2,A2,B3,A1,B1,B2,A2,B3,碰撞,帧,站A帧的生成,站B帧的生成,分时隙信道,中,帧的传输,T T T T T T T,11/6/2024,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.2 ALOHA协议,三. 纯ALOHA与分时隙ALOHA协议的性能,1.,吞吐量性能,一个数据帧发送成功的概率是在肯定时段碰撞窗口内没有其它数据帧生成的概率P0 。而吞吐量则是总业务量与发送成功率之积，即,S = G P0,分时隙ALOHA,S = G e,-G,纯ALOHA,S = G e,-2G,吞吐量（S）,0 0.5 1.0 1.5 2.0 总业务量（G）,0.1,0.2,0.3,0.4,0.184,0.368,图4.7 纯ALOHA与分时隙ALOHA的吞吐量S与总业务量G的关系,11/6/2024,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.2 ALOHA协议,三. 纯ALOHA与分时隙ALOHA协议的性能,2.,延迟,性能,纯ALOHA,分时隙,ALOHA,0 0.1 0.2 0.3 0.4 吞吐量（S）,平均延迟（D）,1,2,5,10,20,50,100,图4.8 纯ALOHA与分时隙ALOHA的传输延迟D与吞吐量S的关系示意图,11/6/2024,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.3 CSMA协议,CSMACarrier Sense Multiple Access协议称为载波侦听或载波检测多址接入协议。是在播送介质信道局域网络中使用较多的一种随机竞争类MAC协议。以减小碰撞率和提高吞吐力量为目的，CSMA协议有多种不同掌握策略形成的不同类型：, 1-坚持式CSMA, P-坚持, 非坚持, CSMA/CD, CSMA/CA等。,IEEE 802.3建议的总线以太网使用协议CSMA/CD，IEEE 802.11建议的无线局域网根本协议CSMA/CA。,11/6/2024,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.3 CSMA协议,一. CSMA协议原理,CSMA协议下，每站在发送数据帧之前先对信道上的载波进展侦听，以确定信道是处在劳碌有载波还是空闲无载波状态。当信道忙时，确定不发送，可以选择连续对载波进展侦听以检测信道，或者先退避一段时间再重新检测信道，直至信道空闲。当检测到信道空闲时，可以马上发送出去，也可以以某种概率发送出去，以另外概率重新检测信道。,进一步提高CSMA协议的性能削减碰撞、增大吞吐量、缩短帧传输延迟等将取决于CSMA协议如何安排信道检测和数据发送的机制。,检测到信道是劳碌的，是坚持检测还是退避一段时间后再检测？,检测到信道是空闲，是确定发送还是以某一概率发送？,是检测到信道瞬时空闲还是要求到达肯定的空闲间隔才来考虑安排发送时机？,11/6/2024,二. 1-坚持式CSMA,假设信道空闲，则将数据帧发送出去；假设信道劳碌，则坚持连续检测信道，直至信道空闲。,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.3 CSMA协议,N,Y,发送帧到达发送缓冲器,载波侦听检测信道,信道空闲吗？,发送数据帧,结束程序,图4.9 1坚持式CSMA协议,发送操作流程,图4.10 1坚持式CSMA协议,吞吐量性能,1,0.8,0.6,0.4,0.2,0,0.01 0.1 1 10 100,tp=1,tp=0,tp=0.2,归一化信号传播延时,t,P,S,max,= 0.538,11/6/2024,三. p-坚持式CSMA,检测到信道空闲时，以概率PP小于1发送数据帧，而以概率1P延迟一个时间，之后再重新进展信道检测。,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.3 CSMA协议,图4.11 p坚持式CSMA协议,发送操作流程,图4.12 p坚持式CSMA协议,吞吐量性能,发送帧到发送缓冲器,载波侦听检测信道,信道空闲？,发送数据帧,N,Y,产生0,1内随机数,P ?,Y,延迟时间,N,结束程序,1,0.8,0.6,0.4,0.2,0,0.01 0.1 1 10 100,tp=0.2,p=0.9,p=0.52,p=0.152,11/6/2024,四. 非坚持式CSMA,这种方式和1坚持式CSMA相比较，差异在于当检测到信道劳碌时，不是再坚持连续检测，而是暂退出来，选择一个随机时间延迟D , 延迟完毕后，再重新开头检测信道。,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.3 CSMA协议,图4.13 非坚持式CSMA协议,发送操作流程,图4.14 非坚持式CSMA协议,吞吐量性能,发送帧到发送缓冲器,载波侦听检测信道,信道空闲？,Y,选择随机,延迟时间,D,N,发送数据帧,结束程序,1,0.8,0.6,0.4,0.2,0,0.01 0.1 1 10 100,tp=0,tp=0.001,tp=0.01,tp=0.1,tp=0.5,非坚持式CSMA协议也能够在总业务量G很大时也有大的吞吐量，特殊是在信号传播延时小时更为明显。需要指出，非坚持式CSMA在总业务量G很大时也有大的吞吐量这一点是靠牺牲数据帧的平均传输延迟换来的。,综合前述的几种CSMA协议，对它们的性能作一简洁比较：, 时隙非坚持式CSMA具有最大的吞吐量S；, 总业务量G较小时，1坚持式和P坚持式CSMA的吞,吐量最大；, 选择适宜的P值，可使 P坚持式 CSMA 的平均传输延,迟D较小；, 吞吐量S 较小时，1 坚持式 CSMA的平均传输延迟D,最小；, 各种CSMA协议的性能都比ALOHA系统要好。,11/6/2024,四.具有碰撞检测和碰撞避开功能的CSMA协议简介,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.3 CSMA协议,1. 具有碰撞检测功能的CSMA协议CSMA/CD,CSMA/CD协议就是IEEE 802.3 标准规定的总线式以太网络的媒体访问掌握MAC协议。它是在1坚持式CSMA的根底上增加了碰撞检测功能，从而使协议的性能大大改善。,CSMA/CD协议对碰撞进展检测是基于在肯定传输距离内，任何两个或两个以上的数据帧在媒体中发生碰撞时，多路信号曼彻斯特编码信号相互叠加后的直流电平肯定高于单路信号无碰撞的直流电平。,增加碰撞检测功能后使得协议性能提高主要基于两点：, 当检测出已经发生的碰撞后，正在发送数据帧的站可马上终止发送，以削减信道资源的不必要的连续铺张；, 每个站的数据帧发生碰撞后将选择进入退避，并可依据自己的数据帧连续遭到碰撞的次数，了解系统中负载的轻重状况，调整随机退避的时间范围，进而降低再次碰撞的概率，确保重负载G时获得较大的吞吐量S 。,11/6/2024,四.具有碰撞检测和碰撞避开功能的CSMA协议简介,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.3 CSMA协议,2. 具有碰撞避开功能的CSMA协议CSMA/CA,CSMA/CA协议是IEEE 802.11 标准规定的无线局域网的根本的MAC协议。无线局域网的MAC协议没有选择CSMA/CD的缘由是无线条件下碰撞检测的困难。由于假设干路无线信号碰撞后，并不能保证相互叠加的合成信号的直流电平或载波幅度的肯定增加。,CSMA/CA是具有碰撞避开功能的CSMA协议。实际上它也不能做到碰撞确实定避开，只不过是综合前述各种CSMA的优秀特点，尽量削减碰撞的概率，尽量获得比较抱负的吞吐量S及传输延迟D。,碰撞避开途径之一:,当系统中的总业务量G很低时以1坚持式 CSMA方式,工作，尽量减小传输延迟D，而在系统中的总业务量G较高,时以P坚持式或非坚持式CSMA方式工作，尽量获得较大,的吞吐量S。,碰撞避开途径之二:,在非坚持式CSMA方式工作时，可以给系统中的站或各个站所发送的不同类型的信息进展分类，并给以不同的优先级别。当检测到信道劳碌时，以不同优先级别的站或不同优先级别的信息数据帧来确定其退避延迟时间的大小，到达改善系统性能的目的。,碰撞避开途径之三:,可以通过发送探询脉冲或短的探询帧的方式猎取信道使用权，以减小数据帧碰撞的概率。由于发出占时很短的探询脉冲假设未遭碰撞能正确回收到，说明已获得信道，可放心随后发送自己的数据帧；假设探询脉冲遭到碰撞未能回收或回收错误，则选择退避。由于探询脉冲占时很短，即使碰撞，造成的信道资源铺张也很小。,11/6/2024,一.具有预约功能的位映象Bit-MapMAC协议,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.4 按需安排方式MAC协议,1 1 1,F1,F4,F6,1 1,F1,F5,1,0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 ,争用期（N=8 时隙） 数据帧 争用期（N=8 时隙） 数据帧 争用期 ,图4.15 位映象Bit-Map协议原理示意图,具有数据帧要发送的站，可以在争用期中属于自己的争用时隙和自己站址地一样的时隙号内插入比特“1”。,一个争用期过去后，网络中的全部站都可通过该争用期中各个时隙内的内容0或1了解该争用期过后，究竟有那些站点想要发送数据帧，了解信道中要发送的数据帧的数目和挨次。,由于每一个站都知道下一帧该谁发送，所以根本就不行能发生碰撞。当最终一个待发送的站成功发送后每个站都可简洁地检测到这个大事，新的一个N时隙争用期又将开头。,位映象Bit-MapMAC协议性能,在系统总业务量G = 0状况下，由于没有数据帧的发送,只有争用期位图一遍遍地重复,故系统的吞吐量 S = 0 。,当系统中有n 个站有数据帧需要发送时，每长度为N个时间单位的争用期位图之后，有n 个长度为L的数据帧，假设无视掉帧间间隔，我们可以得到系统的吞吐量 S = nL(nL+N)。当系统中每个站都有数据帧要发送时，系统可以获得到最大的吞吐量 Smax = L(L+1) 。, 系统的平均传输延迟D的最小值发生在只有一个站有数据帧要发送时，假设无视掉帧间间隔和媒体传播延迟时间，有Dmin = 1+NL；系统的平均传输延迟D的最大值发生在全部N个站都有数据帧要发送时，同样假设无视掉帧间间隔和媒体传播延迟时间，有Dmax = N +NL。,11/6/2024,二.轮询Polling方式媒体访问掌握MAC协议,4.3典型的时分多址接入MAC协议与性能,4.3.4 按需安排方式MAC协议,轮询帧A,响应帧A,轮询帧B,数据帧B,轮询帧C,数据帧C,N=3（A、B、与C）系统的一个轮询周期,其中站A无数据发送，站B和C有数据发送,图4.16三站系统的一个轮询周期及其信道利用示意图,轮询Polling方式媒体访问掌握MAC协议用于承受有中心集中掌握的网络系统。中心站通过发送短的询问帧询问帧内含有某站的地址，以点名的方式询问某站是否有数据要发送。这种询问帧在系统内各个站间以某种规律循环挨次轮询序列轮番进展，故称为轮询帧。,假设轮询序列中某被询问站有待发数据，则听到询问后就紧接着发送自己的数据帧；假设没有待发数据，则听到询问后就发送一个简短的轮询响应帧包括或根本就不响应。,轮询Polling方式媒体访问掌握MAC协议也是一种按需安排、无碰撞类型的MAC协议。承受集中掌握的方式，中心站的故障对系统有致命的影响。,11/6/2024,