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第四章 无线局域网的媒体 访问控制协议 吉林大学 通信工程学院 姜 宏 jiangh@ 媒体访问控制(MAC)是局域网的关键技术 之一，局域网的网络性能(如吞吐性能与迟延 性能)完全取决于所采用的MAC协议本章介 绍媒体访问控制的基本知识，重点讨论适宜 于无线通信的随机竞争类媒体访问控制协议 的原理及其分析方法，最后介绍IEEE802.11 标准的MAC协议DFWMAC（基于分布式的 无线媒体访问协议） 第一节第一节 概概 述述 本节叙述媒体访问控制协议的基础知识，给出媒 体访问控制的分类以及描述、分析这些控制方法的性 能参数与模型 一、多路复用与多址接入 •多路复用技术:在一个固定频段或时间段上实现多个 子信道的技术称为复用技术(Multiplexing)主要有 FDM（频分复用）、 TDM（时分复用） •多址接入技术:多个站共享同一物理链路进行通信的技 术称为多址接入(Multiple Access)技术涉及多址信道 的分割、接入方式、分配策略、控制机制等 •多址接入的核心问题:对于一个共享信道，当信道 的使用产生竞争时，如何采用有效的协调机制或 服务准则分配信道的使用权，这就是媒体访问控 制（ MAC ，Medium access control）技术。

•MAC协议：定义以一定的顺序和有效的方式分配 站点访问媒体的规则， MAC协议是MAC技术的 基本内容 •MAC协议的分析常用多址接入协议的排队论模型 例如：M/D/1 二、MAC协议可分为以下三类： (1)固定分配类，如FDMA、TDMA、CDMA等； (2)随机竞争类，如Aloha，CSMA等； (3)按需分配类(或称预约类、无竞争类)，如：Token Ring, PRMA, DAMA等 1．固定分配类MAC协议 目前主要有三种多址接入方式实现固定分配类MAC 协议：即频分多址接入(FDMA)、时分多址接入 (TDMA)及码分多址接入(CDMA)这三种多址接入 方式的原则是把共享的一条信道(或线路)分割成若干 个相互独立的子信道，每个子信道又分配给一个(或 多个)用户站点专用 FDMA是在频域上把给定的频段分割成若干个子频段， 每个频段表示一个子信道，不同信道在频率轴上是不重 叠的； TDMA适合于点对点通信方式是在时域上划分子信道， 每个子信道使用不同的时隙，虽然不同子信道在时间轴 上互不重叠，但在频率轴上可能重叠； CDMA既不在频域上也不在时域上划分子信道，而是在 伪随机码上区分各子信道。

选择一组适当的伪随机码， 使其相关特性具有良好的正交性，就可用一个伪码来代 表一个子信道，这些子信道在频域上和时域上都是重叠 的 固定分配类MAC协议适用于实时性要求高的业务或 连续的流业务（语音、视频）以及通信量稳定的网络 2．随机竞争类MAC协议 随机竞争类MAC协议使用的传输媒体一般是广播式 信道，连接在这条广播信道上的节点都可以向信道发 送广播信息 如某节点有信息需要发送，它将以某种方式竞争信 道使用权，一旦得到使用权便将信息发送出去；所有 的节点都能接收到任一节点发送的信息，如果检测出 是发给自己的则接收下来，否则丢弃 站点竞争接入信道，当多个站点尝试发送时，会发 生碰撞(Collision)，采用碰撞分解算法（CRA）解决 随机竞争类MAC协议如: Aloha, CSMA/CD, CSMA/CA等适合间歇式工作的用户发送非时延敏 感性的突发业务（IP业务，文件传送业务） 3．按需分配类MAC协议 网络按某种循环的顺序询问每个节点是否有数据发送， 如果有数据，则立即发送，否则网络转向询问下一个节点 依询问方式不同，这种方法又可分为集中式控制和分布 式控制两种类型 在集中式控制方法中，网中存在一个中心站，由该站完 成对网中各节点的询问控制过程。

在分布式控制方法中，网中各节点都有责任按某种确定 的规则对询问控制过程进行管理 常见的按需分配类MAC协议如：Token Ring（令牌环）, PRMA(分组预约多址接入), DAMA等 这种协议特别适用于环形拓扑的网络结构由于它可保 证最大传输时延的要求，故适用于通信业务量随时间变化 且难以预测的情况和对时延要求高的网络业务环境 以上三类多址接入技术分别适应不同的通信业 务: 固定分配类和按需分配类适合于如话音、视象 等对实时性要求高的通信业务，而随机竞争类更 适合于如文件传送等突发性数据业务 固定分配类和随机竞争类适合于点对点通信方 式，按需分配类适合于点对多点通信方式 三、多址接入信道模型 1.广播信道 满足以下条件的信道称为具有N个用户站的广播信道： (1)N个用户站直接挂在该信道上； (2)任一用户站发出的信号可被所有其它站直接收到； (3)信道是半双工的，当且仅当同时只有一个站向信道发送 信号时，其它站才能正确收到该信号 下图给出了广播信道模型： 2．帧的生成 每个挂在信道上的站各自独立地产生欲发送的 数据，这些数据被装成一个一个的帧，然后送到 发送缓冲区并且帧的到达服从泊松分布。

•λ－单单位时间时间 平均到达帧帧数 •若满满足： 1)λ不随时间变时间变 化； 2)某一帧帧的到达并不影响其后续帧续帧 的到达； 3)在任意小的时间时间 段Δt内到达的帧帧数要么等于１，要么 等于０ 可以证证明，对对泊淞分布而言，在时间时间 （０,t）内到达k个 帧帧的事件概率Pk(t)由下式给给出： 令a(t)为帧为帧 到达时间时间 的概率密度函数，则则由上式： 3．站的构成与操作 假设挂在信道上的所有的站都具备同等硬件及软件 功能，站的个数为N各站产生的帧首先送入一个先进 先出（FIFO）发送缓冲区如果产生的帧没有设定优 先级别，先进入缓冲区的帧先被送往信道发出 4．信道质量 实际的信道必然引起传输错误，通常用误比特率 BER来衡量信道的质量在分析MAC协议时，为了简 化对多址接入方法的评价分析，假设信道是理想的无 差错信道 5．传输碰撞 当两个以上的帧同时被送往信道，这些帧将在时 间上重叠，这种现象为帧的“碰撞”发生碰撞的帧在 其碰撞部分信号将破损，其中的数据将丢失分为整 帧碰撞和部分碰撞 在信道是理想的假设条件下，碰撞是唯一引起帧传 输错误的原因当某一帧被发出后，如果信道上不发 生碰撞，该帧将成功地到达目的站。

在发出碰撞的时 间段，数据被丢失，信道处于浪费状态 某一帧发生碰撞或传输错误时，发送站要按照某种 算法把该帧重发对不同的MAC协议，按排重发的机 制也不同 帧２ 帧１ t1t2 t 四、有关MAC协议的几个重要性能指标 下面引入几个描述MAC协议性能的指标：吞吐量、 总业务量、平均传输迟延、公平性和稳定性 1.吞吐量(S) 当在信道上发生传输碰撞及传输错误时，必然 导致帧的丢失，这时信道时间被浪费显然，信道 时间浪费的程度可反映MAC协议的优劣单位时间 内在信道上成功传输的信息量定义为吞吐量假设 帧长为固定长度l比特，单位时间内成功传输的帧数 为n，则吞吐量可表示为nl (bps,比特/秒)用信道传 输速率R(bps)对吞吐量归一化，归一化的吞吐量由S 表示，即：S= nl/R=nT 这里，T=l/R为每帧在信道上 的发送时间一般，0PIFSSIFS 2．增强型CSMA/CA 为了增强基本CSMA/CA对异步业务传输的可靠性 ，DFWMAC建议在基本CSMA/CA的基础上使用 MAC层确认机制，也就是CSMA/CA+ACK，这样可 以在MAC层对帧丢失予以检测并重新发送 此外，为了进一步减小在各种环境下的碰撞概率 ，源站与目的站在数据传送前交换简短的控制帧, 即 RTS/CTS帧，它们以Short优先级接入信道。

RTS/CTS帧中的 DURATION字段被各站点(目的站除 外)用于设置它们的网络分配矢量(NAV；Net Allocation Vector)，以确定信道将被占用多长时间， 这样，载波监测的功能可由监测、维护CS及NAV实 现 RTS/CTS协议 • RTS/CTS协议相当于一种握手协议，用来解决“隐 藏终端”问题 •工作站A向B发送数据前首先发送RTS信号，表明A 要向B发送数据 •B收到RTS信号后，向所有工作站发送CTS信号， 表明已经准备就绪，A可以发送，其余工作站暂时“ 按兵不动” •然后A向B发送数据，B接收完数据后向所有工作站 广播ACK确认帧，之后所有工作站平等监听、竞争 信道 图示出了RTS/CTS/DATA/ ACK的发送示意图 当使用增强型CSMA/CA时，为了完成一次数据 帧的传输，在两站之间可能要交换多个帧故把 图所示的多个帧称作MAC协议数据单元MPDU 带RTS/CTS 帧的CSMA/CA通信过程 首先，基站A向B发送RTS信号，表明A要向B发送若干数 据，B收到RTS后，向所有基站发出CTS信号，表明已准备就 绪，A可以发送，其余基站暂时按兵不动，然后，A向B发送 数据，最后，B接收完数据后，即向所有基站广播ACK确认 帧，这样基站又重新可以平等侦听、竞争信道。

当传送帧受到严重干扰时，则必需重传因此若信息包越 大，所需重传的耗费也就越大，如时间、控制信号、恢复机 制等;这时，若把大信息包括分割为若干小信息包，即使重传 ，也只是重传一个小信包，耗费相对较小因此801.11中规 定了信包重整机制，这样能大大提高无线网在噪声干扰地区 的抗干扰能力在多信道漫游机制设置方面，802. 11规定， 传输频带是在接入设备AP(Access Point)上设置，基本站不需 设置固定频带，并且基站具有自动识别功能基站动态调频 到AP设定的频带，这个过程称为扫描801.11定义了两种模 式:被动扫描和主动扫描被动扫描是指基站侦听AP发出的指 示信号，并切换到给定的频带;主动扫描是指基站提出一个探 试请求，接入点AP回送一个含频带信息的响应包，基站就切 换到给定的频带 3．延迟接入与退避算法 如上所述，欲发送帧的站检测到信道忙时就会延迟接入，直到监 测到信道空闲时间大于DIFS/SIFS后选择一个退避时间值然后进 入退避状态这样可解决正在处于延迟的多个站间的竞争退避 时间值(Backoff)如下选取： Backoff=INT(CW×Random( ))×SlotTime 其中，Random( )是随机数。

SlotTime表示总传播时延， 它取决于物理层实现，由发射机开启时间、媒体传播时 延、信道检测的响应时间构成；CW是“竞争窗口”参数 ，取值为 SlotTime的辈数倍可事先选定CW的最小值 CWmin与最大值CWmax当一个新帧进入发送缓存时CW 被初始化为CWmin，在每次重传尝试之后CW要加倍直 到最大值CWmax，这样可提高在高负荷条件下协议的稳 定性 在退避状态下，只有当检测到信道空闲时退避计时器才 计时如果检测到信道忙，则退避计时器将停止计时， 直到检测到信道空闲时间大于DIFS后计时器才重新继续 计时这一做法的作用是：当多个站延迟并进入随机退 避状态后，Backoff值最小的站将在竞争中获胜，从而获 得对媒体的的访问权，在竞争中失败的站会保持在退避 状态直到下一个DIFS这样，这些主站就有可能比第一 次进入退避的新站具有更短的退避时间 4．重传退避过程 当发送了RTS帧后，如果在T1(CTS-Timeout)时间内没有 收到CTS，则采用上述退避算法进入重传退避，之后再 重新发送RTS这一过程将持续到RTS重传计数器 (RTS- RE-TRANSMIT-Counter)达到其上限值RTS-RE- TRANSMIT-LIMIT为止。

当发送了一个单播数据帧后，如果在T3(ACK-Window)时 间内没有收到ACK，则采用上述退避算法重传退避，之后 再重新发送数据帧这一过程将持续到No-ACK重传计数 器(No-ACK-RE-TRANSMIT-Counter)达到其上限值No- AC。