无线局域网作业Word下载.docx

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由于无线局域网所用信道的特殊性及其对移动计算的支持等，使MAC协议成为无线局域网研究中一项关键技术。

作为一个完善的MAC协议，不仅要给出具体的媒体访问控制方法，而且也要考虑其它技术方面，如节能管理，上层业务适配等。

NCR、Symbol、Xircom等公司较早开展了这方面的研究工作，先后提出了适用于无线局域网的MAC协议。

1993年11月，IEEE802.11委员会在综合了NCR、Symbol、Xircom等研究的基础上，提出了“基于分布方式的无线媒体访问控制协议”（DFWMAC）草案。

二、DFWMAC概述

同有线环境相比，无线环境更复杂，802.11MAC子层协议就与以太网的不同。

WLAN为什么不采用以太网的CSMA/CD媒体接入控制机制呢？

WLAN使用无线电波作为传输的共享媒质，两个或两个以上站同时发送就可能产生冲突，这是和以太网共享信道的传输性质是一样的。

但它们又有不同之处，以太网中，每个时刻上总线上只能有一个站发送数据，且所有站都能收到总线上的信号；

而在WLAN中，由于传输信号强度随距离增长而快速衰减或移动站点之间可能有传输屏障等因素，超出接受范围或被物体屏蔽的站点将接受不到信号，这导致了所谓的隐蔽站点问题（hiddenstationproblem）。

图2.1说明隐蔽站点问题。

图2.1（a）中，假设无线电信号的传输范围引衰减只能达到邻站。

A站先向B站发送数据（实线）。

由于C收不到A的信号，误认为网上无人发送，因此C站也想B站发送数据，B同时收到A和C的数据，发生了冲突。

这种冲突也可能发生在如图2.1（b）所示的另一种情况：

虽然A、B和C三个站都在信号的有效传输距离之内，但在A和C之间有一个信号屏蔽物，也会产生同样后果。

图2.1中，A和C相互隐蔽。

如果两个隐蔽的站点同时发送数据，CSMA发送监听不到对方的信号，但发送后会在其他站点产生冲突，两个同时发送数据的隐蔽站点也都无法检测到发送冲突，冲突检测失去效果。

另外，对于无线射频新哈，进行冲突检测（便发送边接受）也非常困难。

因而，WLAN不能采用CSMA/CD。

另外，WLAN中还存在暴露站点问题（exposedstationproblem）。

假设图2.1（a）中，C的右边还有一个D站，C有数据向D发送，但B先向A发送了数据（虚线），C也能监听到B信号，B暴露给C，于是C怕引起相互干扰不敢再进行发送。

实际上B向A发送并不影响C向D发送数据。

在不发生干扰的情况下，允许多个移动站点进行通信，这有别于有线网络。

图2.1WLAN的隐蔽站点问题/暴露站点问题

针对上述问题，IEEE802.11采用了基于分布方式的无线媒体访问控制（DistributedFoundationWirelessMediaAccessControl）协议，它提供了一个分布式访问控制机制，有一个在此基础上的集中式控制选项。

图2.2给出了IEEE802.11协议的结构。

图2.2IEEE802.11协议结构

802.11MAC层的低层实现分布式协调功能（DCF），使用一个多路访问算法竞争共享通道的使用。

普通的异步通信直接使用DCF；

点协调功能（PCF）实现集中式MAC算法，用以提供无竞争服务。

PCF建立在DCF的顶部，利用DCF的功能保证它的用户对网络的访问。

1.分布式协调功能DCF

DCF子层使用简单的CSMA算法。

如果一个站点有一个MAC帧要发送，它先侦听媒体。

如果媒体空闲，站点可以发送：

否则站点必须等待，直到当前的传输完了，它才能进行传输。

DCF不包括冲突检测功能，因为在无线网上检测冲突是不实现的。

媒体上信号的动态范围很广，所以发送站点很难有效地辨别噪音中的信号与碰撞。

DCF包含了一系列的延时来实现优先级机制。

我们先考虑一个叫做帧间空隙（IFS）的简单延时。

使用IFS的CSMA访问规则如下：

（1）要发送的站点先监听媒体，如果媒体空闲，它就再等待一段相当于一个IFS长度的时间，看媒体是否仍然空闲。

如果媒体是空闲的，该站点可以马上发送。

（2）如果媒体忙（不管是站点开始监听时发现媒体忙，还是IFS时间内发现媒体忙），站点就推迟自己的传输而继续监听，直到媒体空闲。

（3）一旦当前的传输完毕，站点再延迟一个IFS，如果媒体在此时间内继续保持忙，站点就使用二进制指数退避算法并继续监听媒体；

如果媒体空闲站点就可以传输了。

和在以太网中一样，二进制指数退避算法提供了一种处理重负荷的办法。

如果一个站点试图发送，并发现媒体忙，它便等待一段时间后再次尝试。

重复的发送失败导致越来越长的退避时间。

分布式协调功能（DCF）使用了三种IFS值，提供如下基于优先级的访问控制：

●SIFS（短的IFS）最短的IFS，用于所有需要立即响应的处理。

●PIFS（点协调IFS）中等长度的IFS，点协调功能方案中集中控制站轮询时使用这样的IFS

●DIFS（分布式协调的IFS）最长的IFS，用作异步帧竞争访问的最小延时。

使用SIFS的站点具有最高的优先级，因为比起使用PIFS和DIFS的站点来，它总是能得到访问权。

长度仅此于SIFS的是PIFS，它被集中控制者用于轮询，使得在于普通的通信竞争过程中获得优先权。

但是那些使用SIFS传输的帧比PCF轮询有更高的优先权。

最后，DIFS用于所有普通的异步通信。

3.点协调功能PCF

PCF（点协调功能）是在DCF顶部实现的一个可供选用的访问方式，其操作包括集中轮询主管轮询。

点协调在发出轮询时使用PIFS。

因为PIFS比DIFS小，点协调能够获得媒体，并且在它轮询和接受相应时把所有的异步帧都排除在媒体之外。

考虑一个按如下方式配置的无线网：

对时间敏感的帧由点协调来控制访问，而其他竞争的帧都用CSMA来控制访问。

点协调可以用循环的方式来向所有配置为轮询的站点发送轮询。

轮询发出后，被轮询的站点可以用SIFS来响应。

点协调如果收到了响应就用PIFS来重新轮询。

如果上述规则得到了实现，点协调就可以使用连续发轮询的方式来排除所有的异步数据。

为了防止这种情况发生，定义了一个称为超级帧（superframe）的时间段，在此时间段的开始部分，由点协调按循环方式向所有配置成轮询的站点发送轮询。

随后点协调就在超级真的余下时间内空闲，允许异步访问一段竞争时间。

图2.3示出了超级帧的使用方法。

在超级帧的开始部分，点协调可以获得控制并在一段时间内发送轮询。

这个时间长度由于响应站发出的帧的大小而不同。

超级帧的余下部分可以用于基于竞争的访问。

在超级帧的最后部分，点协调用PIFS来竞争对媒体的控制。

媒体如果空闲，点协调马上获得对媒体的控制并获得接下来的整个超级帧的时间。

但是，媒体可能在超级帧的最后部分忙。

在这种情况下，点协调必须等到媒体空闲时才能获得访问控制权，这就导致下一个超级帧的时间被预先缩短了。

图2.3PCF超级帧的结构

4.DFWMAC基本帧结构

由前面的讨论知道，无线局域网的最小物理网段是BSA（基本服务区域），而通过AP（无线接入站）及有线LAN互连构成的逻辑网段叫做ESA（扩展服务区域）。

在BSA内所有站的集合称为基本服务组（BSS），而在ESA内所有无线站的集合称为扩展服务组（ESS）。

ESS由扩展服务组地址ESS-ID标识，BSS由基本服务组地址BSS-ID标识，ESS-ID与BSS-ID两者统一构成了物理网地址（NID）。

（1）自组WLAN：

由一个BSS构成，不与现存的其它有线或无线网络发生关联，仅仅覆盖有限的区域，例如一个会议室的范围。

（2）多区WLAN：

在由AP与有线LAN组成的网络基盘上把多个BSS互连起来，构成多区WLAN。

其中，AP的功能包括：

●移动管理：

当移动站点跨越BSA时，使其仍然保持与网络基盘的连接

●节能管理：

允许站点工作于节能方式，这时AP需提供帧暂存等服务。

●同步：

使当前与AP连接的所有站的时钟同步。

最小多区WLAN的配置也可以是一个BSS，其中AP不与其它AP或有线LAN相连。

其目的在于对AP功能的需求（如扩大覆盖范围，支持同步业务等）。

从网络互连的角度讲，多区WLAN及其网络基盘构成了一个逻辑网段，该逻辑网段可形成一个子网，例如IP子网。

DFWMAC的基础是CSMA/CA，在它之上选择配置能提供无竞争信道访问的接入机制，这就是DFWMAC的中心网控方式（PCF）。

在PCF方式中，时间域被划分为超帧格式。

在超帧的无竞争期，由中心控制节点（一般是AP）进行轮询，某一时刻仅允许一个站点发送。

在竞争期，使用改进的CSMA/CA方式，或称分布接入方式（DCF）。

这样，DFWMAC除了能以竞争接入方式支持异步业务外，无竞争的访问方式还可支持同步业务或时限业务。

图2.4DFWMAC基本帧结构

图2.4示出了DFWMAC的基本帧结构。

协议的控制特征也体现在MAC帧结构中。

物理层适配头含有前导码和帧定位比特。

类型段定义此帧是否经过压缩编码，是异步还是时限（TB:

TimeBounded）业务。

在图所示帧格式中，P-Adaptation为物理层适配头，它含有前导码、帧定位比特等。

Type字段定义此帧是否经压缩编码，是同步还是时限业务。

Cntl字段表示DFWMAC的某些帧中含有非数据性的元素，如信标帧（Beacon）内复制的本地时钟、业务指示表等，它们构成了Elements字段。

Type-DependentField随帧类型的不同而不同。

各域及字段的具体含义如下所示。

P-Adaptation：

物理层适配头，长度固定。

Type：

1字节长。

由4比特类型子域和3比特控制子域组成。

控制子域包括A比特、E比特和C比特，分别表示此帧是同步还是时限业务，是否经加密和压缩编码，类型子域表示帧的类型。

Control：

2字节长，包括各类控制比特。

MPDUID/ConnID：

16比特长。

用于异步帧（即竞争帧）的MPDU标识和时限帧（即无竟争帧）的连接标识。

Address：

其长度与格式取决于Type域。

Address可能包含3字节NID以及6字节IEEEMAC地址（目的MAC地址、源MAC地址等）。

Elements：

该域长度可变。

包含0个或多个元素。

元素包括1字节的代码（Code）、l比特叫More指示、7比特的链接（Link）指示。

链接指示指出在元素域中的其它字节数。

Type-DependentField：

此域取决于Type域的内容，长度可变。

CRC：

CRC校验域，1字节（CRC8）或4字节（CRC32）长。

三、CSMA/CA与DCF

1．基本的CSMA/CA与访问优先权

如上所述DFWMAC有两种访问控制方式：

分布控制方式（DCF）和集中控制方式（PCF），二者的基础是CSMA/CA。

DFWMAC采用的基本的CSMA/CA算法非常简单：

当监测到信道空闲期间大于某一帧间隔（IFS：

InterFrameSpace）后立即开始发送帧；

否则延迟接入直至监测到需要的帧间隔，然后选择退避时延进入退避；

退避结束后重新开始上述过程。

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；

NetAllocationVector），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。

DFWMAC要求DCF方式必须支持基本的CSMA/CA，可选地支持增强型CSMA/CA，即CSMA/CA+ACK与CSMA/CA+ACK+RTS/CTS。

图2.5RTS/CTS/DATA/ACK的发送示意图

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。

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=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-ACK-RE-TRANSMIT-LIMIT为止。

5．防止重帧

因为在DFWMAC中引入了确认和重传，所以可能产生重帧现象，即在接收站可能会收到多个相同的帧。

DFWMAC利用帧中的MPDU-ID域防止重帧现象。

同一MPDU中的帧具有相同的MPDU-ID值，在不同MPDU中的帧其MPDU-ID值不同。

接收站保持一个MPDU-ID缓存区，它将拒收那些MPDU-ID值与缓存区中某一MPDU-ID值相同的重传帧。

●节能管理，允许站点关闭其接收机直到下一信标到达为止。

●物理层管理，比如当物理层使用跳频扩展频谱方式时，网同步用于确定跳频定时。

●支持时限业务，利用网同步完成超帧定时。

尽管信标发送应该是定期的，但它必须遵循CSMA/CA这一基本信道访问原则，因此确定的“信标间隔”只能是预计应发送时刻。

信标中含有时戳（Timestamp）、信标间隔（Beaconinterval）等内容。

如何在入网时获取同步：

在多区网中，这一问题实际上是解决越区切换的基础。

一种被动的方法就是上述靠接收广播信标来获得同步。

一种主动扫描方式：

申请同步的站点广播发送一种试探性质的探询帧（Probe），当AP收到后向其返回一个响应帧，其中含有时间标志字段和物理网地址等。

如果无线局域网中使用了多个信道，那么，在多区WLAN环境下一个站点的扫描过程如下所示：

①首先以CSMA/CA接入信道；

②广播发送探询帧；

③如果在预期时间内载波监测表明有响应迹象，要继续一段时间的等待，否则扫描下一个信道；

④等待时间过后，处理收到的所有响应帧；

⑤继续扫描直到扫描完所有信道。

由于工作在多区WLAN环境下，上述探询帧发出后可能收到来自多个AP的响应帧，这时，扫描站点将依据收到响应帧信号的质量好坏来选择一个合适的AP。

扫描过程可以由站点定时地在空闲期间进行，也可在收到的网络同步信标信号恶化时主动进行，后者将伴随着越区切换。

四、节能管理

DFWMAC提供的节能管理机制允许网中各站点收发器在一段时间内关闭，使之工作于低功耗节能模式。

其基本原则是在不同的环境中，使网中站点获得合理的性能/功耗比。

在多区WLAN中，当一个站希望进入节能模式时，应事先通知AP。

而AP将暂存发往该站的数据并在适当的时刻转发给该站。

在由AP定时发送的信标中含有业务指示表TIM，该表中标识了哪些站在AP中暂存有待收数据。

工作于节能模式的站点仍需以一定的时间间隔定时“苏醒”，以便接收像信标帧这样的控制帧。

在TIM中被标识的站点应当向AP申请或做好等待接收被暂存数据的准备。

在自组WLAN中，没有像AP这样的站点始终处于激活状态并为其它站点提供暂存服务，为了支持节能工作模式，需要各站在全网同步的基础上定时“苏醒”。

当某站要向一个处于节能模式的站点发送数据时，就预先发送一种具有声明性质的控制帧（ATIM），这样可使处于节能模式的目的站能定时打开收发器并维持一段时间的正常工作状态，以便接收源站点后续发来的数据.

八、结论

在实际的无线通信环境下，影响MAC协议性能的因素很多，例如隐藏终端问题、信道衰落的影响、捕获效应（CaptureEffect）等等。

隐藏终端及信道衰落将使MAC协议的性能恶化。