随机多址协议讲稿.doc

6 随机多址协议 6.1 随机多址协议的概述 70年代，诺曼·艾布拉姆森（Norman Abramson）和他的伙伴在夏威夷大学设计出一种新的解决信道分配问题的方法。他们的成果后来被许多研究者所扩充（艾布拉姆森1985）。尽管艾布拉姆森的称为ALOHA系统的这项成果是以地面无线电为基础的，但其基本思想却适用于有多个彼此无协调关系的用户竞争单一共事信道使用权的任何系统。 6.1.1 纯ALOHA与时隙ALOHA 纯ALOHA系统的基本思想很简单：让用户什么时候有要送的数据就什么时候发送。当然会有冲类，而遭遇冲突的帧受到破坏。但是根据广播的反馈性质，发送者总可以靠监听信道输出来弄清它发出的帧是否遭到破坏。在LAN情况下，这种反馈是即刻的，但在卫星环境等无线信道下。要经过长（卫星270毫秒）延迟之后发送者才知道发送是否成功。如果发送的帧受到破坏了，发送者就要等待某个随机时间之后再次发送。等待时间必须是随机的，否则相同的帧必然以整齐的步伐二次又一次地反复冲突。在一个系统中，多个用户以一种会导致冲突的方式共享一个公共信道．何群的系统被广泛称为争用系统（contention system）。 在一个ALOHA系统中，一般假设所有帧都具有同样长度，因为ALOHA系统的吞吐量是在统一帧长情况下而不是有多种帧长的情况下达到最大。 每当有两个帧企图在同一时刻占据信道，就产生冲突，两个帧都被破坏。必须认识到，一个新帧的第1位与要快结束的一帧的最后位相重叠，这两个帧也算全破坏了，因而这两个帧必须都得稍后重发。校验和不能（也不应该）区分是全部丢失还是丢失一点点。 最令人感兴趣的是ALOHA信道效率如何？也就是混在这样混乱环境中，发送出的所有帧中逃脱冲突的帧占多大比例？首先让我们考虑说限多交互式用户集合都坐在她们的终端（站）旁。用户总是处于两种状态之一：发送与守侯。一开始，所有用户都处于守侯状态之中。当某个用户决定进行下发送时，发送数据帧，并检查信道，看这帧是否发送成况一如果成功了，返回守侯在状态。如果没成功，重发这个数据，直到发送成功为止。 这里我们假设无限多普通用户产生新分组都符合泊松公布，每“时隙”平均S分组。（为了确保在用户变为发送状态时S不至于减少，上述“无限”的假设是需要的）。 除了产生新帧之外，，新到达和重复发送的数据综合起来每“时隙”中总的数据由些变化，每“时隙”平均为G。显然GS。在低负荷情况下（即G和S都很小），冲突很少，因而重发也很少，所以G≈S。在高负荷情况下，情况不同了。 图6-1 随机接续过程示意图 如果分组数据长度时T，则在T时间内到达的分组数可以用破送分布表示： ，对于随机ALOHA系统莫如图6-1所示，在2T时间内部只能到达一个分数，否则会发生碰撞，而导致数据分数的破坏。信道的利用率可以这样得到，在2T时间内到达1个数据分组的概率为：，而且要保证在2T时间结束本此数据传输，因此要求，在2T时间内到达一个分组，分组的数据头必须在第一个T时间 内。而分组数据的头在第一个T内的概率为0.5（均匀分布）。所以信道成功传输的概率为： （6-1） 最大数值为；另外一种方法是连续观测信道，统计第一个T时间备到达一个分组，第二个T时间内没有分组到达或第一个T时间内没有分组，第二个T时间到达1个的概率为，这两种情况的概率和为1，所以信道利用率1公式相同。 当系统不是纯ALOHA，而是采用统一的时隙结构的时候，信道利用率可以从也可以使用6.1，但是时间不是2T。而是T，也 没有1/2的系数，因此信道利用率为： （6-2） 最大数值为1/e=0.367。 6.1.2 局域网络协议 使用时隙ALOHA nd利用率最好可达到1/e。这毫不奇怪，因为各站都随意发送，从不顾及其它站在干什么，因而必定发生许多冲突。但是在局域网络中，各站可以检测其它站正在干什么，从而决定相应的操作。 1. 持久的与非持久的CSMA 各站用于监听载波（即传送）和活动的协议称为载波监听协议CSMA。 第一个载波监听协议是1率永久CSMA（载波监听多重访问Carrier Sense Multiple Access）。当有一个站有数据要发送时，首先听一听信道是否有其它站正在传送。如果信道忙，则这个站就等着，直到该站变为空闲。当信道检测到信道空闲时，它就传送一帧。如果发生冲突，这个站就等待一定随机时间，然后再完全重新开始。这个协议称为1率永久协议是因为各站在发现信道空闲时才发送，概率为1。 传播延迟严重影响这种协议的性能。很少有这样的可能：就在一个站刚开始发送之后，另一个站就准备好发送，并监听信道。如果第一个站的信号尚未到达第二个站的时候，第二个站检