第四章 局域网和城域网 (3)
4.6 IEEE 802.11标准：无线局域网
4.7 IEEE 802.6标准,DQDB
4.8 局域网性能无线局域网,IEEE 802.11
什么是无线局域网？
有线 LAN的扩充或者替代技术，通过 RF技术进行站点间的通信
无线局域网的基本特性：
覆盖一定范围、全连接、广播支持
电池容量有限
噪声的干扰、安全、多个无线局域网的干扰
漫游服务
网络的动态配置：站点动态加入、退出、移动
IEEE 802.11参考模型（ 1）
基本服务集 BSS,所有站点利用相同 MAC
协议来访问同一个共享的传输媒体
访问点 AP,通过 AP连接到有线 LAN
独立的 BSS,节点之间相互通信
IEEE 802.11参考模型（ 2）
扩展服务集 ESS,两个或多个 BSS,组成一个单一的逻辑上的局域网。
站点的移动特性来分：无移动,BSS转移、
ESS转移分布式系统服务器扩展服务集站点 站点访问点基本服务集站点 站点访问点基本服务集站点图 4.14 IEEE802.11体系结构
IEEE 802.11参考模型（ 3）
无线局域网的传输技术：
红外线,无法穿越不透明物体
窄带微波,采用特定的频率，和电话类似，
通过采用不同的频率来保证隐私和不受干扰。
有些要申请许可证，有些则不需要
扩展频谱：使用扩展频谱技术，一般无需申请许可证分布式协调功能 （ DCF）
物理层点协调功能
（ PCF）
竞争服务无竞争服务
MAC层图 4.15 IEEE802.11协议结构
IEEE 802.11协议结构
IEEE 802.11,MAC
DFWMAC,Distributed Foundation Wireless
LAN
分布式访问机制,CSMA/CA
点协调模式,轮询
为什么采用 CSMA/CA而不是 CSMA/CD？
CSMA/CD,以太网能够在传输的时候检测冲突
而对无线站点，相比其他站点来的信号而言，站点发送的信号非常强
别的站点的信号经过一段距离的传播后信号会衰减
IEEE 802.11,CSMA/CA
CSMA/CA包括两个部分：
在发送之前首先监听
冲突避免机制：由于无法进行冲突检测，检测到媒体忙时说明有站点在传输，需要在监测到媒体空闲后再等待一段时间后开始重新尝试，检测到媒体忙的次数越多，等待的时间就越长。
基本算法
首先监听信道，如果空闲，等待一个 IFS间隔后信道仍然空闲？如空闲，发送
如果信道忙，等待直到传输结束，然后开始冲突避免阶段
冲突避免：传输完成后继续等待 IFS间隔，如果信道仍然空闲则进行二进制指数退避，等待一段随机时间后，继续监听信道，如果信道空闲，竞争成功，传输帧
其他站点继续监听直到传输完成进行下一次竞争
IEEE 802.11,IFS
站点通过不同 Inter Frame Spaces (IFS)提供 4种优先级
SIFS-Short Inter Frame Space
PIFS-Point Coordination IFS
DIFS-Distributed IFS
EIFS-Extended IFS
IFS定义了站点检测到媒体空闲必须等待的最短时间，
站点采用的 IFS越短，优先级越高
如果出现冲突，则采用指数退避算法，以保证重负载下的稳定性
IEEE 802.11,MAC层的 ACK
站点收到一个帧后，等待 SIFS间隔后发一个 ACK。
发送冲突的机会比较多，在 MAC帧实现重传，而不是等待高层协议来重传，有助于冲突恢复
可以用于 MAC层的分段支持
大的 LLC PDU分解成多个小的 MAC PDU
只需要重传小的 MAC PDU,并且冲突的机会减少
和 MAC帧重传机制结合：获得媒体的访问权后，连续（收到 ACK后）传递多个 MAC帧
IEEE 802.11 MAC:RTS/CTS
A和 C同时想与 B进行通信时冲突
这是因为发送者仅仅根据本地信息来判断接收者是否空闲
站点在发送数据前发送 RTS,等待 CTS,收到 CTS表示接收者接收到 RTS,因而也可以接收数据
发送 RTS帧的站点等待，直到超时或者看到 CTS帧
RTS/CTS帧中包括了传输时间，这样收到 RTS/CTS的站点知道应该等待的时间以避免冲突
收到 CTS帧的站点必须等待一定的时刻
收到 RTS但是没有 CTS帧的站点离接收者的距离较远，可以传输
A,C 同时发送数据给 B,将会冲突
A B C
IEEE 802.11,PCF（ 1）
首先考虑一种极端的方法：
要求实时传输的站点由 PCF控制对媒体的访问
PCF发送一个轮询帧，被轮询站点利用 SIFS响应
如果收到响应，用 PIFS发送下一个轮询
否则等待超时结束再发出一个轮询
其他站点通过 CSMA/CA机制来竞争,DIFS>PIFS
竞争的站点可能永远得不到无线媒体的访问权
IEEE 802.11,PCF（ 2）
超级帧：超级帧分成两个部分，前面的时间间隔内 PCF单元用来进行轮询，而后面的部分用于站点竞争对媒体的访问
超级帧结束后,PCF必须利用 PIFS来获取对媒体的控制，如果忙，则必须等到媒体空闲，这样超级帧的时间就会被减少
A c tua l Supe rFr a m e
P CF ( Op t i o n a l ) Bu s y M e d i a P CF ( Op t i o n a l )
DCF
V a r i a b l e L e n g t h
S u p e r F r a m e S u p e r F r a m e
IEEE 802.6,DQDB概述
分布式队列双总线
两条分离的总线 A和 B,分别负责某个方向上的数据传输
所有站点连接在总线 A和 B上，每条总线有一个头端，
头端产生 53字节大小的信元流
信元流从头端开始沿总线传输，到总线尾部被移走：
44个字节用于携带数据，其他为控制信息
忙位：表示该信元已经被使用
请求：表示某个站点请求排队
站点在传输数据时，必须首先知道目的站点的方位，
从而选择相应的总线传输
DQDB MAC机制（ 1）
所有站点通过排队按照 FIFO顺序传输数据
每个站点在下游站点有传输请求时延缓自己的传输，
主要是防止最靠近头端的站点预约了所有空的信元
每个站点维护两个计数器,RC和 CD
请求计数器 RC,在站点没有数据传输时记录所有下游站点的传输请求数
反计数器 CD,在站点有数据传输时保存原来 RC的值,RC重置为 0，重新记录下游站点的传输请求数
比如 CD=3,RC=2表示站点必须等待 3个空信元（ 3个下游节点已经在前面预约过）通过后才能传输，同时站点在有数据传输之后又有 2个下游节点在预约（当然这些节点要排在站点的这次传输之后）
DQDB MAC机制（ 2）
站点要发送时：
首先 CD记录当前 RC的值，然后把 RC清 0
接着进行预约，这是通过在反向总线传输的信元中设置请求位实现
信元沿反向总线传递，途中每个站点注意到请求位，
相应的 RC计数器加 1
头端不断产生新信元，如果 CD计数器不为 0，
说明还没有轮到站点传输,CD计数器减 1。如果为 0，则开始传输，在信元中填充用户数据
RC=0
CD=0
A
RC=0
CD=0
B
RC=0
CD=0
C
RC=0
CD=0
E
RC=0
CD=0
D
头端头端 总线 A
总线 B（ a）
RC=1
CD=0
A
RC=1
CD=0
B
RC=1
CD=0
C
RC=0
CD=0
E
RC=0
CD=0
D
（ b）
pkt
RE
Q
RC=2
CD=0
A
RC=0
CD=1
B
RC=1
CD=0
C
RC=0
CD=0
E
RC=0
CD=0
Dpkt
RE
Q
RC=1
CD=0
A
RC=0
CD=0
B
RC=0
CD=0
C
RC=0
CD=0
E
RC=0
CD=0
Dpkt
DA
TA
（ c）
RC=0
CD=0
A
RC=0
CD=0
B
RC=0
CD=0
C
RC=0
CD=0
E
RC=0
CD=0
D
（ d） DA
TA
（ e）
图 4.16 DQDB媒体控制协议局域网性能
一个重要的参数,a=传播时间 /传输时间
媒体长度,Bd/V
对于局域网来说,a的范围 0.01~0.1
简单的局域网模型：
N个站点，传播延迟为 a,传输延迟为 1
每个站点总是有帧在等待传输
LVBdBL Vda ///
令牌环性能分析
环的活动包括两个部分：获得令牌，数据传输，传递令牌,参见下页示意图
a<1时
t时刻开始传输帧
t+a回到发送者
t+1帧传输完
令牌传递下一站点,a/N
a>1时
t时刻开始传输帧
t+1帧传输完
t+a帧回到发送者
令牌传递下一站点,a/N
1
)/11(
1
1
/1
1
a
Na
a
NaS
t0 ＋ 1
t0 t0
t0 ＋ 1
t0 ＋ a
t0 ＋ a
t0+1+a t0+1+a
a>1 a<1
a对令牌环利用率的影响
CSMA/CD性能分析（ 1）
模型：
媒体时间分割成一系列的时槽,2a
N个活动的站点，产生负载相同，以概率 P进行传输
媒体时间包括两个部分：
传输间隔：传输数据,1/2a个时槽
竞争间隔：竞争对媒体的访问权，一系列的时槽，每个时槽或者冲突，或者空闲
CSMA/CD性能分析（ 2）
首先分析在一个时槽内正好有一个站点竞争得到访问权的概率 A：
任一个站点传输，其他站点不传输
p＝ 1/N时有一个最大值
竞争间隔正好为 i个时槽的概率为：前面 i个时槽没有竞争到，接着一个时槽获得媒体访问
竞争间隔的平均长度 E(w)
11 )1(1 NppNA
1)11( NNA
1
)1(
i
i AAi
A
A?1
CSMA/CD性能分析（ 3）
CSMA/CD的吞吐率为
吞吐量随着 a的增加而降低
同时随着 N的增加而降低：冲突的可能性增加
A
Aa
A
Aa
a
121
1
12/1
2/1
重负载下的性能
随着 N增加的吞吐量 S的趋近值：重负载的性能令牌 CSMA/CD
1
1
11
lim
a
a
a
S
N
a
S
N 44.31
1l i m
1
)/11(
1
1
/1
1
a
Na
a
NaS
A
Aa
A
Aa
a
121
1
12/1
2/1
1)11( NNA
令牌环延时分析
站点发送一个数据帧的延时：
站点 1传递令牌给站点 2。 站点 2传输数据帧
站点 2传递令牌给站点 3。 站点 3传输数据帧 。
,....
站点 N－ 1传递令牌给站点 N。 站点 N传输数据帧 。
站点 N传递令牌给站点 1。
站点数固定,则最大延迟是一定且有限的
1a /)/)(1(
1a 1 /)/1)(1(
NaNaNaaN
aNNaNaND
贝尔实验室的小组给出的结论
对于给定的参数，平均帧长越小，令牌传递和 CSMA/CD之间的最大平均吞吐率的差别越大，即 CSMA/CD对 a的强烈依赖
令牌传递对负载最不敏感
CSMA/CD在轻负载时提供最短延迟，重负载敏感
802.3/802.4/802.5（ 1）
802.3：
协议简单，站点有相同的访问机会，轻负载下延迟和吞吐率表现上佳
模拟部件（如冲突检测），最小帧长限制
非确定的，无优先级支持，电缆长度有限
传输速率增加时效率反倒降低
重负载下的性能非常糟糕
802.3/802.4/802.5（ 2）
令牌传递：
出色的吞吐率：随数据速率增加而增加
重负载下吞吐率并不下降
最大等待时间是确定、有限的
优先级支持
轻负载下有一定的令牌传递开销
802.4：
无需冲突检测，没有相对信号强度的问题
保证一定的带宽，没有最小帧长限制
协议复杂，难用光纤实现
802.3/802.4/802.5（ 3）
802.5
环网的结构，环接口之间的点到点线路可以采用任何传输媒体
集中监控站带来的单点故障
轻负载下的令牌传递开销
三种 LAN技术各有优缺点，研究得出的结论就是,没有结论,
习题
4.18
4.19
4.6 IEEE 802.11标准：无线局域网
4.7 IEEE 802.6标准,DQDB
4.8 局域网性能无线局域网,IEEE 802.11
什么是无线局域网？
有线 LAN的扩充或者替代技术，通过 RF技术进行站点间的通信
无线局域网的基本特性：
覆盖一定范围、全连接、广播支持
电池容量有限
噪声的干扰、安全、多个无线局域网的干扰
漫游服务
网络的动态配置：站点动态加入、退出、移动
IEEE 802.11参考模型（ 1）
基本服务集 BSS,所有站点利用相同 MAC
协议来访问同一个共享的传输媒体
访问点 AP,通过 AP连接到有线 LAN
独立的 BSS,节点之间相互通信
IEEE 802.11参考模型（ 2）
扩展服务集 ESS,两个或多个 BSS,组成一个单一的逻辑上的局域网。
站点的移动特性来分：无移动,BSS转移、
ESS转移分布式系统服务器扩展服务集站点 站点访问点基本服务集站点 站点访问点基本服务集站点图 4.14 IEEE802.11体系结构
IEEE 802.11参考模型（ 3）
无线局域网的传输技术：
红外线,无法穿越不透明物体
窄带微波,采用特定的频率，和电话类似，
通过采用不同的频率来保证隐私和不受干扰。
有些要申请许可证，有些则不需要
扩展频谱：使用扩展频谱技术，一般无需申请许可证分布式协调功能 （ DCF）
物理层点协调功能
（ PCF）
竞争服务无竞争服务
MAC层图 4.15 IEEE802.11协议结构
IEEE 802.11协议结构
IEEE 802.11,MAC
DFWMAC,Distributed Foundation Wireless
LAN
分布式访问机制,CSMA/CA
点协调模式,轮询
为什么采用 CSMA/CA而不是 CSMA/CD？
CSMA/CD,以太网能够在传输的时候检测冲突
而对无线站点，相比其他站点来的信号而言，站点发送的信号非常强
别的站点的信号经过一段距离的传播后信号会衰减
IEEE 802.11,CSMA/CA
CSMA/CA包括两个部分：
在发送之前首先监听
冲突避免机制：由于无法进行冲突检测，检测到媒体忙时说明有站点在传输，需要在监测到媒体空闲后再等待一段时间后开始重新尝试，检测到媒体忙的次数越多，等待的时间就越长。
基本算法
首先监听信道，如果空闲，等待一个 IFS间隔后信道仍然空闲？如空闲，发送
如果信道忙，等待直到传输结束，然后开始冲突避免阶段
冲突避免：传输完成后继续等待 IFS间隔，如果信道仍然空闲则进行二进制指数退避，等待一段随机时间后，继续监听信道，如果信道空闲，竞争成功，传输帧
其他站点继续监听直到传输完成进行下一次竞争
IEEE 802.11,IFS
站点通过不同 Inter Frame Spaces (IFS)提供 4种优先级
SIFS-Short Inter Frame Space
PIFS-Point Coordination IFS
DIFS-Distributed IFS
EIFS-Extended IFS
IFS定义了站点检测到媒体空闲必须等待的最短时间，
站点采用的 IFS越短，优先级越高
如果出现冲突，则采用指数退避算法，以保证重负载下的稳定性
IEEE 802.11,MAC层的 ACK
站点收到一个帧后，等待 SIFS间隔后发一个 ACK。
发送冲突的机会比较多，在 MAC帧实现重传，而不是等待高层协议来重传，有助于冲突恢复
可以用于 MAC层的分段支持
大的 LLC PDU分解成多个小的 MAC PDU
只需要重传小的 MAC PDU,并且冲突的机会减少
和 MAC帧重传机制结合：获得媒体的访问权后，连续（收到 ACK后）传递多个 MAC帧
IEEE 802.11 MAC:RTS/CTS
A和 C同时想与 B进行通信时冲突
这是因为发送者仅仅根据本地信息来判断接收者是否空闲
站点在发送数据前发送 RTS,等待 CTS,收到 CTS表示接收者接收到 RTS,因而也可以接收数据
发送 RTS帧的站点等待，直到超时或者看到 CTS帧
RTS/CTS帧中包括了传输时间，这样收到 RTS/CTS的站点知道应该等待的时间以避免冲突
收到 CTS帧的站点必须等待一定的时刻
收到 RTS但是没有 CTS帧的站点离接收者的距离较远，可以传输
A,C 同时发送数据给 B,将会冲突
A B C
IEEE 802.11,PCF（ 1）
首先考虑一种极端的方法：
要求实时传输的站点由 PCF控制对媒体的访问
PCF发送一个轮询帧，被轮询站点利用 SIFS响应
如果收到响应，用 PIFS发送下一个轮询
否则等待超时结束再发出一个轮询
其他站点通过 CSMA/CA机制来竞争,DIFS>PIFS
竞争的站点可能永远得不到无线媒体的访问权
IEEE 802.11,PCF（ 2）
超级帧：超级帧分成两个部分，前面的时间间隔内 PCF单元用来进行轮询，而后面的部分用于站点竞争对媒体的访问
超级帧结束后,PCF必须利用 PIFS来获取对媒体的控制，如果忙，则必须等到媒体空闲，这样超级帧的时间就会被减少
A c tua l Supe rFr a m e
P CF ( Op t i o n a l ) Bu s y M e d i a P CF ( Op t i o n a l )
DCF
V a r i a b l e L e n g t h
S u p e r F r a m e S u p e r F r a m e
IEEE 802.6,DQDB概述
分布式队列双总线
两条分离的总线 A和 B,分别负责某个方向上的数据传输
所有站点连接在总线 A和 B上，每条总线有一个头端，
头端产生 53字节大小的信元流
信元流从头端开始沿总线传输，到总线尾部被移走：
44个字节用于携带数据，其他为控制信息
忙位：表示该信元已经被使用
请求：表示某个站点请求排队
站点在传输数据时，必须首先知道目的站点的方位，
从而选择相应的总线传输
DQDB MAC机制（ 1）
所有站点通过排队按照 FIFO顺序传输数据
每个站点在下游站点有传输请求时延缓自己的传输，
主要是防止最靠近头端的站点预约了所有空的信元
每个站点维护两个计数器,RC和 CD
请求计数器 RC,在站点没有数据传输时记录所有下游站点的传输请求数
反计数器 CD,在站点有数据传输时保存原来 RC的值,RC重置为 0，重新记录下游站点的传输请求数
比如 CD=3,RC=2表示站点必须等待 3个空信元（ 3个下游节点已经在前面预约过）通过后才能传输，同时站点在有数据传输之后又有 2个下游节点在预约（当然这些节点要排在站点的这次传输之后）
DQDB MAC机制（ 2）
站点要发送时：
首先 CD记录当前 RC的值，然后把 RC清 0
接着进行预约，这是通过在反向总线传输的信元中设置请求位实现
信元沿反向总线传递，途中每个站点注意到请求位，
相应的 RC计数器加 1
头端不断产生新信元，如果 CD计数器不为 0，
说明还没有轮到站点传输,CD计数器减 1。如果为 0，则开始传输，在信元中填充用户数据
RC=0
CD=0
A
RC=0
CD=0
B
RC=0
CD=0
C
RC=0
CD=0
E
RC=0
CD=0
D
头端头端 总线 A
总线 B（ a）
RC=1
CD=0
A
RC=1
CD=0
B
RC=1
CD=0
C
RC=0
CD=0
E
RC=0
CD=0
D
（ b）
pkt
RE
Q
RC=2
CD=0
A
RC=0
CD=1
B
RC=1
CD=0
C
RC=0
CD=0
E
RC=0
CD=0
Dpkt
RE
Q
RC=1
CD=0
A
RC=0
CD=0
B
RC=0
CD=0
C
RC=0
CD=0
E
RC=0
CD=0
Dpkt
DA
TA
（ c）
RC=0
CD=0
A
RC=0
CD=0
B
RC=0
CD=0
C
RC=0
CD=0
E
RC=0
CD=0
D
（ d） DA
TA
（ e）
图 4.16 DQDB媒体控制协议局域网性能
一个重要的参数,a=传播时间 /传输时间
媒体长度,Bd/V
对于局域网来说,a的范围 0.01~0.1
简单的局域网模型：
N个站点，传播延迟为 a,传输延迟为 1
每个站点总是有帧在等待传输
LVBdBL Vda ///
令牌环性能分析
环的活动包括两个部分：获得令牌，数据传输，传递令牌,参见下页示意图
a<1时
t时刻开始传输帧
t+a回到发送者
t+1帧传输完
令牌传递下一站点,a/N
a>1时
t时刻开始传输帧
t+1帧传输完
t+a帧回到发送者
令牌传递下一站点,a/N
1
)/11(
1
1
/1
1
a
Na
a
NaS
t0 ＋ 1
t0 t0
t0 ＋ 1
t0 ＋ a
t0 ＋ a
t0+1+a t0+1+a
a>1 a<1
a对令牌环利用率的影响
CSMA/CD性能分析（ 1）
模型：
媒体时间分割成一系列的时槽,2a
N个活动的站点，产生负载相同，以概率 P进行传输
媒体时间包括两个部分：
传输间隔：传输数据,1/2a个时槽
竞争间隔：竞争对媒体的访问权，一系列的时槽，每个时槽或者冲突，或者空闲
CSMA/CD性能分析（ 2）
首先分析在一个时槽内正好有一个站点竞争得到访问权的概率 A：
任一个站点传输，其他站点不传输
p＝ 1/N时有一个最大值
竞争间隔正好为 i个时槽的概率为：前面 i个时槽没有竞争到，接着一个时槽获得媒体访问
竞争间隔的平均长度 E(w)
11 )1(1 NppNA
1)11( NNA
1
)1(
i
i AAi
A
A?1
CSMA/CD性能分析（ 3）
CSMA/CD的吞吐率为
吞吐量随着 a的增加而降低
同时随着 N的增加而降低：冲突的可能性增加
A
Aa
A
Aa
a
121
1
12/1
2/1
重负载下的性能
随着 N增加的吞吐量 S的趋近值：重负载的性能令牌 CSMA/CD
1
1
11
lim
a
a
a
S
N
a
S
N 44.31
1l i m
1
)/11(
1
1
/1
1
a
Na
a
NaS
A
Aa
A
Aa
a
121
1
12/1
2/1
1)11( NNA
令牌环延时分析
站点发送一个数据帧的延时：
站点 1传递令牌给站点 2。 站点 2传输数据帧
站点 2传递令牌给站点 3。 站点 3传输数据帧 。
,....
站点 N－ 1传递令牌给站点 N。 站点 N传输数据帧 。
站点 N传递令牌给站点 1。
站点数固定,则最大延迟是一定且有限的
1a /)/)(1(
1a 1 /)/1)(1(
NaNaNaaN
aNNaNaND
贝尔实验室的小组给出的结论
对于给定的参数，平均帧长越小，令牌传递和 CSMA/CD之间的最大平均吞吐率的差别越大，即 CSMA/CD对 a的强烈依赖
令牌传递对负载最不敏感
CSMA/CD在轻负载时提供最短延迟，重负载敏感
802.3/802.4/802.5（ 1）
802.3：
协议简单，站点有相同的访问机会，轻负载下延迟和吞吐率表现上佳
模拟部件（如冲突检测），最小帧长限制
非确定的，无优先级支持，电缆长度有限
传输速率增加时效率反倒降低
重负载下的性能非常糟糕
802.3/802.4/802.5（ 2）
令牌传递：
出色的吞吐率：随数据速率增加而增加
重负载下吞吐率并不下降
最大等待时间是确定、有限的
优先级支持
轻负载下有一定的令牌传递开销
802.4：
无需冲突检测，没有相对信号强度的问题
保证一定的带宽，没有最小帧长限制
协议复杂，难用光纤实现
802.3/802.4/802.5（ 3）
802.5
环网的结构，环接口之间的点到点线路可以采用任何传输媒体
集中监控站带来的单点故障
轻负载下的令牌传递开销
三种 LAN技术各有优缺点，研究得出的结论就是,没有结论,
习题
4.18
4.19
