计算机网络——33多点访问协议

多点访问协议

多路访问链路和协议

两种类型的链路（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

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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

TMDA：time 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LAN：1,3,4有数据报，时隙2,5,6空闲

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FDMA

FDMA：frequency 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LAN，1,3,4有数据报，频段2,5,6空闲

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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ALOHA
- ALOHA
- CSMA、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

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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 $p(1-p)^{N-1}$
任何一个节点的成功概率是 $Np(1-p)^{N-1}$
N个节点的最大效率：求出使 $f(P) = Np(1-p)^{N-1}$ 最大的 $p^ *$
代入 $p^*$ 得到最大 $f(p^{*})$
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 $t_0$ 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

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纯ALOHA的效率

P(指定节点成功) = P(节点传输)
P(其他节点在 $t_0 - 1,t_0]$ 不传)
P(其他节点在 $t_0,t_0 + 1]$ 不传)
= $\cdot (1-p)^{N-1} \cdot (1-p)^{N-1} =p \cdot (1-p)^{2(N-1)}$
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

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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

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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
1. 闲：开始传输帧
2. 忙：一直等到闲再发送
发送过程中，冲突检测CD
1. 没有冲突：成功
2. 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,…, $2^{m-1}$ )中K，等待 $K^*512$ 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 $K^*512$ 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

$T_{prop}$ = LAN上2个节点的最大传播延迟
$t_{trans}$ = 传输最大帧的时间
$\frac{1}{1 + 5t_{prop}/t_{trans}}$
效率变为1
- 当 $t_{prop}$ 变成0时
- 当 $t_{trans}$ 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

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WLAN构成

基站：AP
无线链路
移动主机节点

无线局域网中的MAC：CSMA/CA

冲突： $2^+$ 站点（AP或者站点）在同一时刻发送
802.11：CSMA - 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 collisions：CSMA/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）

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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
- A，B相互隐藏，C在传输
- A，B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
- A，B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
- A，B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