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CSMA/CA 协议的原理 欲发送数据的站先检测信道。在 802.11 标准中规定了在物理层的空中接口进行物理层的载波监听。 通过收到的相对信号强度是否超过一定的门限数值就可判定是否有其他的移动站在信道上发送数据。 当源站发送它的第一个 MAC 帧时，若检测到信道空闲，则在等待一段时间 DIFS 后就可发送。 课件制作人：谢希仁 为什么信道空闲还要再等待 这是考虑到可能有其他的站有高优先级的帧要发送。 如有，就要让高优先级帧先发送。 课件制作人：谢希仁 假定没有高优先级帧要发送 源站发送了自己的数据帧。 目的站若正确收到此帧，则经过时间间隔 SIFS 后，向源站发送确认帧 ACK。 若源站在规定时间内没有收到确认帧 ACK（由重传计时器控制这段时间），就必须重传此帧，直到收到确认为止，或者经过若干次的重传失败后放弃发送。 课件制作人：谢希仁 虚拟载波监听 虚拟载波监听(Virtual Carrier Sense)的机制是让源站将它要占用信道的时间（包括目的站发回确认帧所需的时间）通知给所有其他站，以便使其他所有站在这一段时间都停止发送数据。 这样就大大减少了碰撞的机会。 “虚拟载波监听”是表示其他站并没有监听信道，而是由于其他站收到了“源站的通知”才不发送数据。 课件制作人：谢希仁 虚拟载波监听的效果 这种效果好像是其他站都监听了信道。 所谓“源站的通知”就是源站在其 MAC 帧首部中的第二个字段“持续时间”中填入了在本帧结束后还要占用信道多少时间（以微秒为单位），包括目的站发送确认帧所需的时间。 课件制作人：谢希仁 网络分配向量 当一个站检测到正在信道中传送的 MAC 帧首部的“持续时间”字段时，就调整自己的网络分配向量 NAV (Network Allocation Vector)。 NAV 指出了必须经过多少时间才能完成数据帧的这次传输，才能使信道转入到空闲状态。 课件制作人：谢希仁 争用窗口 信道从忙态变为空闲时，任何一个站要发送数据帧时，不仅都必须等待一个 DIFS 的间隔，而且还要进入争用窗口，并计算随机退避时间以便再次重新试图接入到信道。 在信道从忙态转为空闲时，各站就要执行退避算法。这样做就减少了发生碰撞的概率。 802.11 使用二进制指数退避算法。 课件制作人：谢希仁 图例 冻结剩余的退避时间 帧 帧 帧 帧 帧 DIFS DIFS DIFS DIFS 争用窗口 争用窗口 争用窗口 争用窗口 退避 退避 退避 退避 A B C D E t t t t t 冻结 冻结 冻结 冻结 冻结 802.11 的退避机制 二进制指数退避算法 第 i 次退避就在 22 + i 个时隙中随机地选择一个，即： 第 I 次退避是在时隙 {0, 1, …, 22 + i – 1} 中随机地选择一个。 。 第 1 次退避是在 8 个时隙（而不是 2 个）中随机选择一个。 第 2 次退避是在 16 个时隙（而不是 4 个）中随机选择一个。 课件制作人：谢希仁 退避计时器(backoff timer) 站点每经历一个时隙的时间就检测一次信道。这可能发生两种情况。 若检测到信道空闲，退避计时器就继续倒计时。 若检测到信道忙，就冻结退避计时器的剩余时间，重新等待信道变为空闲并再经过时间DIFS 后，从剩余时间开始继续倒计时。如果退避计时器的时间减小到零时，就开始发送整个数据帧。 课件制作人：谢希仁 退避算法的使用情况 仅在下面的情况下才不使用退避算法：检测到信道是空闲的，并且这个数据帧是要发送的第一个数据帧。 除此以外的所有情况，都必须使用退避算法。即： 在发送第一个帧之前检测到信道处于忙态。 在每一次的重传后。 在每一次的成功发送后。 课件制作人：谢希仁 2. 对信道进行预约 t DIFS RTS SIFS t NAV 推迟接入 源站 t 目的站 ACK 其他站 CTS 数据帧 SIFS SIFS t ? 课件制作人：谢希仁 9.1.4 802.11 局域网的 MAC 帧 802.11 帧共有三种类型，即控制帧、数据帧和管理帧。 下面是数据帧的主要字段。 字节 2 2 6 6 6 2 6 0 ~ 2312 4 帧控制 持续期 地址 1 地址 2 地址 3 序号控制 地址 4 帧主体 FCS 协议 版本 类型 子类型 去往 AP 来自 AP 更多 分片 重试 功率 管理 更多 数据 WEP 顺序 位 2