数据链路层中的广播信道通信详解
静态信道分配方案的缺陷
多路接入协议——动态信道解决方案
ALOHA
CSMA
无冲突协议
有限竞争协议
无线局域网协议
广播信道通信很核心的一点在于多方竞争信道时的冲突如何解决，下面我们在广播信道部分主要讨论这个问题
你们会问，之前不是讲过信道复用的问题嘛，但是呢，那是静态信道分配的方式，他有很大的局限性，我们从数学角度分析一下：
静态信道分配方案的缺陷
信道的相关参数是什么样子？
- 信道容量：C (bit/s)
- 平均延迟：T
- 帧的平均到达率：λ (fr/s) 帧到达时间间隔服从泊松分布
- 帧的平均长度：1/μ（bit/fr）帧长度服从泊松分布
此时符合M/M/1排队系统模型
- M（顾客到达时间间隔分布） 帧的平均到达率（输入率）：λ (fr/s)
- M（服务时间分布） 信道服务率：信道容量/帧的平均长度＝μC (fr/s)
- 1（并列服务台个数）
信道平均延迟时间 （顾客在服务系统中的逗留时间） ：
信道N等分后每个子信道的平均延迟时间：（平均输入率和平均服务率都变成原来的1/N）
我们看出静态信道分配的缺点
- 当一些用户空闲时，浪费资源
- 当用户数多时，延时大（ N times ）
适用于
- 适于用户数量少且用户数目固定情况
- 适于通信量大且流量稳定情况
- 不适用于突发性业务情况
因此我们考虑
多路接入协议——动态信道分配方案
针对这个方案，我们首先作出以下假设：
- 流量独立
- N 个独立的站组成
- 每个站都有一个程序产生要传输的帧
- 在长度为
t时间内产生的帧数为 λt (λ是新帧的到达率)——泊松分布 - 一旦一帧产生，站阻塞，直到该帧被成功发送出去。
- 单信道
- 所有通信使用一个信道
- 所有站点通过该信道发送或接收帧
- 冲突可观察
- 如果两帧同时传输，则产生重叠，称为冲突
- 所有的站可以检测到冲突
- 受损帧必须重传
- 除了冲突，没有其他差错
- 时间连续或分槽
- 连续：任何时间都可以开始传输帧
- 分槽：时间被分成离散的时槽，帧只能在时槽开始时开始传输
- 载波侦听或不侦听 发送数据前检测信道是否忙
要实现动态的方案我们要做：
多路接入协议（ Multiple Access Protocol ），下面我们来介绍实际使用的一些协议
ALOHA
纯ALOHA协议
- 当用户有数据要发送的时候就让它们传输；
- 会发生冲突；
- 发送方监听信道，发现毁坏的帧，等待随机时间后重发。
我们再从数学角度分析一下：
服从泊松分布
- 一个帧时内用户产生新帧：均值N个
- 一个帧时内信道中等待的帧（包括重传）：均值G个
分析
- 0< N < 1，轻载N接近0，重载N接近1；N>1则几乎每个新帧都冲突
- G ≥ N，轻载G=N（无冲突），重载G>N（冲突/重传）
(一个帧时内信道中产生k个帧)
只要本帧时和前一帧时内没有发送帧，则发送成功，这段时间称为冲突的危险期
概率为：
此时的吞吐量：
Slotted（时槽） ALOHA
- 将时间分成离散的间隔。
- 用户必须在时槽的开始才能发送数据。
- 发送方监听信道，发现毁坏的帧，等待随机时间后重发。
提高：
- 冲突的危险周期被减少了一半
- 效率：信道利用率最高可达37%.
比较：
评价：
无序竞争，冲突频繁
改进的基本思想----无序变有序，减少冲突
CSMA
Carrier Sense Multiple Access Protocols
每个站发送之前都监听信道是否存在载波，并采取相应的动作
1-Persistent CSMA
- 发送数据时，首先监听信道
- 如果信道闲，发送数据（闲时发送概率为1，坚持）
- 如果信道忙，继续监听，直到信道空闲
- 若产生冲突，比如
- 信号传输的延迟造成的冲突
- 多个站点在侦听到信道空闲时，同时发送，将产生冲突
- 等待一随机时间，然后重新开始发送过程。
减少了信道空闲时间,信道利用率高于ALOHA
Nonpersistent CSMA
- 若站点有数据发送，先监听信道；
- 若站点发现信道空闲，则发送；
- 若信道忙，等待一随机时间，然后重新开始发送过程； （忙时，不坚持）
- 若产生冲突，等待一随机时间，然后重新开始发送过程。
优点：减少了冲突的概率，提高了信道利用率
缺点：增加了信道空闲时间，数据发送延迟增大；信道效率比 1-坚持CSMA高，传输延迟比 1-坚持CSMA大
p-persistent CSMA
- 若站点有数据发送，先监听信道；
- 若站点发现信道空闲，则以概率p发送数据，以概率q =1- p 延迟至下一个时槽发送。
- 若下一个时槽仍空闲，重复此过程，直至数据发出或时槽被其他站点所占用；
- 若信道忙，等待下一时槽，重新开始发送过程； 若产生冲突，等待随机时间，然后重新开始发送过程。
CSMA with Collision Detection（CSMA/CD）
当检测到冲突时，立即停止发送 ，广泛地应用于以太网中
概念模型：
发送方过程：
接收方过程：
概括：
发前先听 空闲发送 边发边听 冲突退避
冲突检测 (collision detection) ：边发送边侦听，一旦检测到冲突立即停止发送数据。
原理：
- 当几个站同时在总线上发送数据时，总线上的信号电压摆动值将会增大（互相叠加）。
- 当一个站检测到的信号电压摆动值超过一定的门限值时，就认为总线上至少有两个站同时在发送数据，表明产生了碰撞。
由上图可知：
检测到冲突的最长时间为
冲突解决方法：
二进制指数后退算法：站点尝试争用信道，连续遇到冲突，退避等待时间（时间片个数）的策略
第 1 次冲突，等待时间为0或1；
第 2 次冲突，等待时间随机选择0~3中之一；
第 3 次冲突，等待时间随机选择0~7（即23-1）中之一；
…
第 i 次冲突，等待时间随机选择0~(2i-1)中之一。
但是这种算法有缺陷，会存在恃强凌弱的情况
后来产生了新的退避算法：二进对数仲裁法
细节：
帧间隔：一个站在检测到总线开始空闲后，还要等待 9.6
才能再次发送数据。 这样做是为了使刚刚收到数据帧的站的接收缓存来得及清理，做好接收下一帧的准备
强化帧：发送者检测到冲突，发送 “jam signal”. 让所有用户都知道现在已经发生了碰撞 强化帧长为 32 bit times
无冲突协议（Collision-free Protocols ）
二进制位图协议
- 竞争周期和传输周期交替出现
- 竞争周期分成时槽, 网络中每个主机占1bit.
- 如果网络中的主机有帧要发送, 其竞争时槽的相应位置1，否则为0
- 一个竞争时槽结束后,所有主机都知道哪些主机要发送数据。
- 按照竞争时槽中填1的顺序依次发送
性能分析：
以 bit slot时间度量（基本时长）, 数据帧 d time units
- 低负载情况下, bit map 不断重复, 没有数据帧，所有站等待的平均时间为 N slots. 信道利用率为 d/(N+d)
- 高负载情况下，所有站都有数据要发送 信道利用率为 d/(1+d)，如果包含站点数目多，则竞争时隙占用了太多的信道资源
二进制倒计数协议
无冲突 序号（地址）大的先发送
他是什么神操作呢？
- 每个站有一个二进制地址，在竞争期，每个站从最高位开始广播他的二进制地址，每次1bit 同时，将所有站的本bit进行OR运算
- 仲裁规则：在他的地址位中，一个值为0的位被改写为1，就放弃发送—有其它地址位为1的站要发送 获得发送权,就发送一帧，然后开始新的竞争期
图解如下：
信道利用率: d/(d+log2N)
如果发送地址是帧的第一个域 ,利用率是 100%
但是他的问题也很明显：
站点饿死 时间同步 信道支持
为了防止饿死，我们采取：每次成功传输后改变站地址
令牌环局域网
- 环型拓扑----令牌的传送 ——一台计算机获得令牌才能发送数据
- 令牌沿着环在计算机之间传递，直到某个计算机有数据要发送
有限竞争协议（Limited-contention Protocols ）
考虑到上面竞争协议和非竞争协议各自的优势
- 低负载情况 竞争协议具有比较短的延时，非竞争协议具有比较长的时延。
- 高负载情况 竞争协议仲裁时间花费增多，可能要多次重传输；非竞争协议仲裁时间花费较少，不需要重传。 竞争协议信道利用效率低，非竞争协议信道利用效率高。
如果所有的站点都以相同的概率p获得信道，则称该协议是对称的，经过运算，我得出结论：
基本思想：
- 将所有站点划分成组（减少竞争者的规模）
- 只有0号组成员可以竞争0号时槽，竞争胜利者发送数据
- 然后1号组成员开始竞争1号时槽，以此类推
- 当负载很低的时候，每一个时槽的站点尽量多；当负载很高的时候，每一个时槽的站点尽量少。
由这个思想我们设计出了自适应树搜索协议
无线局域网协议（Wireless LAN Protocols）
无线局域网相对于有线信道有什么特殊之处呢
隐蔽站问题：
未能检测出媒体上已存在的信号的问题
当 A 和 C 检测不到无线信号时，都以为 B 是空闲的， 因而都向 B 发送数据，结果发生碰撞
暴露站问题：
其实 B 向 A 发送数据并不影响 C 向 D 发送数据
B 向 A 发送数据，而 C 又想和 D 通信。 C 检测到媒体上有信号，于是就不敢向 D 发送数据
如何解决呢？
MACA——信道预约手段
- RTS (request to send): 发送站在发送数据前先发送一个短的通告（30字节） 帧中含：发送地址，接收地址，要发送的数据长度
- CTS (clear to send): 接收站收到准备接收，发送响应 帧中也含发送者要发送的数据长度
