浅析数据链路层的介质访问控制

摘要：数据链路层为网络提供了介质访问控制的服务，介质访问控制服务解决的是当局域网（LAN）中公共信道出现信道资源竞争时，如何合理分配信道的使用权的问题。介质访问控制在实现方式上可以分为静态分配和动态分配两种，动态分配又可以分为随机访问和轮询访问两种。静态分配主要通过信道多路复用实现，包括FDM、TDM、WDM、CDM等方式；动态分配主要通过协议实现，其中随机访问协议包括ALOHA、CSMA、CSMA/CD、CSMA/CA等协议，轮询访问协议主要是令牌传递协议。本文主要详细讲述这几种介质访问控制的复用方式和协议约定，并进行性能分析，总结其最佳应用场景。

关键词：介质访问控制；静态分配；动态分配；随机访问；ALOHA；CSMA；CSMA/CD；CSMA/CA；轮询访问；性能分析；

1. 引言

数据链路层在OSI七层模型中位于第二层，工作于物理层和网络层之间，它利用物理层提供的服务的基础为网络层提供服务，其最基本的服务是实现点到点连接，并提供可靠传输。数据链路层包括逻辑链路控制（LLC）子层和介质访问控制（MAC）两个子层，前者主要处理两个站点之间帧的交换，提供可靠的帧传输并进行差错的检验、流量的控制等，主要对接网络层，后者主要提供介质访问控制服务，解决当LAN中公共信道出现信道资源竞争时，如何合理分配信道的使用权问题等，主要对接物理层。

数据链路层使用的信道主要有两种类型，即点对点信道和广播信道。点对点信道是指两个相邻节点通过一个通信链路相连，没有第三者，两者使用一对一的点对点通信方式，常用于广域网（WAN）；广播信道是指所有设备共享一个通信链路，使用一对多的广播通信方式，常用于LAN，如总线型以太网、无线局域网等。

对于广播信道，由于连接在上面的主机共用一条链路，因此如果不加控制，那么两对结点间的通信可能会因为产生冲突而都失败，这时就要引入介质访问控制。介质访问控制的主要目的就是，采取一定的措施，通过协调使得两对结点或多对结点之间的通信尽可能不会产生冲突。

常见的介质访问控制方法可分为两大类，一是静态划分信道方法，其主要通过多路复用技术实现，实现方式主要包括频分复用（FDM）、时分复用（TDM）、波分复用（WDM）、码分复用（CDM）等；二是动态分配信道方法，其主要利用链路层协议实现，协议类型又可以根据访问规则分为随机访问介质访问控制协议和轮询访问介质访问控制协议，随机访问介质访问控制协议主要包括ALOHA协议、载波侦听多路访问（CSMA）协议、载波侦听多路访问/冲突检测（CSMA/CD）协议、载波侦听多路访问/冲突避免（CSMA/CA）协议等，轮询访问介质访问控制协议主要就是令牌传递协议。

2. 信道划分介质访问控制

信道划分介质访问控制是一种静态划分信道的方法，它将使用共享介质的每台设备与来自同一信道的其他设备通信隔离开，把时域和频域资源合理地分配给网络上的设备。多路复用技术可以实现这一方式，多路复用技术是指在发送端将来自多个输入设备的信息整合复用到一起变成一路发送至共享信道，在接收端通过解复用将信息分离出来并送到合适的输出设备。多路复用信道划分的实质就是通过分时、分频、分码等方法将原来共享的一条广播信道，在逻辑上分为几条通信上互不干扰的子信道，实际上就是把广播信道转变为点对点信道，一般利用物理设备通过变换实现。

频分复用的原理是将多路基带信号调制到使频谱互不叠加的不同频率载波上，再叠加形成一个复合信号。每个子信道分配的带宽可不相同，但它们的总和必须不超过信道的总带宽。另外，为了防止子信道之间的干扰，相邻信道之间需要加入“保护频带”。频分复用的优点在于充分利用了传输介质的带宽，系统效率较高，且技术比较成熟，实现也较容易。

时分复用的原理是将一条物理信道按时间分成很多个时间片，轮流的分配给多个输入设备使用。这样在单个时间片内仅有一个输入设备使用，利用时间上的交叉划分就可以实现信道划分。但由于计算机数据的突发性，一台设备可能在部分时间才会有数据需要发送，这样轮流分配时间片会造成浪费（FDM也有这样的缺点），因此另一种改进的版本统计时分复用（Statistical TDM），它将时间片按需动态地分配给设备，这样提高了信道利用率，但同时增加了实现的难度。

波分复用也即光的频分多路复用，主要用于光信号的传输中，多路不同波长（频率）的光信号通过光部分复用器合并为一路光信号，通过一根光纤中传输，由于波长（频率）不同，故各信号间互不干扰，在接收端通过光波分解复用器将不同波长的信号分离出来。由于光处于很高的频段，因此可用频带较宽，另外传输速度较快。

码分复用的原理是采用不同的编码来区分多路原始信号，它即共享信道的频率资源，又共享信道的时间资源。码分多址（CDMA）是码分复用的一种方式，其实现方式是每个比特时间被分为m个更短的码片，每一个站点被指定一个唯一的m位码片序列，要求每对站点间的码片序列正交，也即规格化内积为0（规格化内积指两序列对应位相乘、再序列求和，最后除以序列长度）。发送1时，站点发送原码片序列，否则发送原码片序列的反码，当两个以上站点同时发送数据时，多路数据在信道中简单的对应位相加进行合路，在运算过程中0均以-1表示。由于码片序列均正交，故接收端可通过计算接收到的信号与原码片序列的规格化内积得到原发送比特。这种方式于扩频通信，由于码片序列唯一，增强了通信的保密性，抗干扰能力强，抗衰落、抗多径能力好，但接收端需知道发送端使用的码片序列，增加了实现的复杂度。

3. 随机访问介质访问控制

在随机访问介质访问控制协议中，所有设备均可以根据自己的意愿争用信道，争用成功发送信息时可以占用全部信道资源。由于各设备想发送信息的时间是随机产生的，不可预测的，因此需要设定一些规则，来协调信道的随机接入问题，否则将会一直产生冲突并重传。这些规则就是随机访问介质访问控制协议，目前常用的协议有ALOHA协议、CSMA协议、CSMA/CD协议、CSMA/CA协议等，它们的核心思想都是：争用者按照规则抢占信道，胜利者获得信息发送权，占用信道全部资源。

3.1 ALOHA协议

ALOHA协议分为纯ALOHA协议和分隙ALOHA协议。纯ALOHA协议中，任何一个站都可以在需要发送数据时，不进行任何检测就直接发送数据。如果在一段时间内未收到确认（定时器超时），那么该站点就认为传输过程中发生了冲突，则等待随机延时后再次尝试发送，直到发送成功为止。这样假设站点A正在发送数据，那么其他任何站点在其发送过程中任何站点想发送数据都必定会与其产生冲突，因为数据的发送时想发就发的。另外，假设帧从发送至到达接收方时均一样，为T，这时可以计算一个帧的冲突窗口大小是2T（其他帧发送过程中发送该帧至信道和发送该帧过程中又有其他帧被发送至信道）。

纯ALOHA协议的一种改进是分隙ALOHA协议。分隙ALOHA协议中，时间轴被分为多个时隙，每个时隙长度为T，在一个时隙内要发送的帧，要先放在缓冲区，在下一个时隙的开始将其发送至信道，超时后做相同的处理。然而，这样也有一个问题，同一时隙内到达的帧，在下一时隙开头必然发生冲突。但是这时降低了数据发送的随机性，冲突只发生在时隙的开头，一个帧一旦成功发送至信道就不会再发生冲突，可以计算此时一个帧的冲突窗口大小是T（该帧发送时所在时隙内有其他帧也发送时才会产生冲突），冲突窗口减小了一半，因此吞吐量增加了一倍，提高了信道的利用率。

3.2 CSMA协议

ALOHA协议发送数据时不关心信道状态，想发就发，这样极大地增加了冲突的可能性。CSMA协议为了解决这一问题，在此基础上在发送数据前增加了侦听信道状态的机制，检测到信道忙时不发送数据，即先听后发。根据侦听方式和侦听到信道忙后的处理方式不同，CSMA协议可以分为三种：1-坚持CSMA、非坚持CSMA、p-坚持CSMA。

1-坚持CSMA协议是指一个结点要发送数据时，首先侦听信道：如果信道空闲，那么立即发送数据；如果信道忙，那么等待，同时持续侦听直至信道空闲；如果发生冲突，那么随机等待一段时间后，再重新开始侦听信道。这种方式和时隙ALOHA协议类似，一个明显的问题也是，在一个时刻若信道忙，在信道闲之前若有两个站点想发送数据，他们只有等待并持续侦听，在信道变为空闲的时候两站点都会侦听到，同时发送数据，那么也必然产生冲突。但它与时隙ALOHA协议相比，时隙ALOHA协议只能在时隙开头发送数据，不管信道是否空闲，必须等待，而1-坚持CSMA协议只要信道空闲即可发送数据，这样进一步提高了信道利用率。

非坚持CSMA协议是指一个结点要发送数据时，首先侦听信道；如果信道空闲，那么立即发送数据；如果信道忙，那么放弃侦听，等待一个随机的时间后再重复上述过程；如果发生冲突，那么随机等待一段时间后，再重新开始侦听信道。即在1-坚持CSMA的基础上在信道忙时变持续侦听为等待一个随机后再次侦听，这样解决了1-坚持CSMA协议的主要问题，降低了多个站点等待信道空闲后同时发送数据导致冲突的可能。但这个随机的等待时间也无意中增加了数据在网络中的平均延迟。

另外，传播延迟以上两种CSMA协议的性能影响也较大。例如，站点A开始发送数据时，站点B也正好有数据要发送，但这时站点A发出数据的信号还未到达站点B，站点B侦听到信道空闲，于是立即发送数据，结果必然导致冲突。p-坚持CSMA协议可以解决这个问题及非坚持CSMA协议的问题，p-坚持CSMA协议是指一个结点要发送数据时，首先侦听信道；如果信道忙，就持续侦听，直至信道空闲；如果信道空闲，那么以概率p发送数据，以概率1-p推迟到下一个时隙；如果在下一个时隙信道仍然空闲，那么仍以概率p发送数据，以概率1-p推迟到下一个时隙，这个过程一直持续到数据发送成功或因其他结点发送数据而检测到信道忙为止，若是后者，则等待下一个时隙再重新开始帧听。

p-坚持CSMA协议在检测到信道空闲后，以概率p发送数据，以概率1-p推迟到下一个时隙，其目的是由传播延时引起的两个及以上站点检测到信道空闲后同时发送数据的冲突概率；采用坚持帧听的目的是，为了克服非坚持CSMA协议中由于随机的等待时间而造成平均延迟增大的缺点。因此，p-坚持CSMA协议是非坚持CSMA协议和1-坚持CSMA协议的折中方案。另外，需要注意的是，p为发送数据的概率，故其为大于等于0小于等于1的数字，当p等于0时，则一直不发数据，不可取，当p等于1时，则退化为了1-坚持CSMA协议。p的大小一般根据信道实际情况选取，信道拥塞比较严重的时候，可以选取较小的p值，以缓解拥塞，而当信道比较空闲的时候可以选择较大的p值，甚至选择1-坚持CSMA协议。

3.3 CSMA/CD协议

我们还可以发现一个问题，以上所讨论的协议当冲突发生的时候，发送方并没有直接做出任何处理，而是等到发送方定时器超时重传该数据，直到数据发送成功。对于不同站点来说，设置的超时值可能是相同的，这样在下一次重传数据的时候，两者再次发生冲突的可能性很大。另外，对于部分发生冲突数据，尤其是刚发送出去就发生冲突的数据，假设我们知道冲突了，就可以不继续发送后面的未发送完的数据，这样一定程度上也缓解了拥塞，降低了与其他站点再发送数据产生冲突的可能。

对此，CSMA/CD协议应运而生，CSMA/CD协议是在CSMA的基础上增加CD，CD是指冲突检测，适用于总线型半双工网络环境，如以太网。其工作流程为：站点从网络层得到一个分组进行组帧，并把该帧放到站点缓冲区中；如果站点侦听到信道空闲，那么它开始传输该帧，否则持续侦听，直至侦听空闲，然后开始传输该帧；在传输过程中，站点同时侦听是否有来自其他站点的信号能量，如果站点传输了整个帧而没有检测到来自其他站点的信号能量，那么完成该帧的传输；否则，一旦侦听到来自其他站点的信号能量，立即停止该帧的传输，取而代之传输一个48比特的拥塞信号（全1）；在中止后，站点等待一段随机时间后重新侦听信道，重复该过程。整个过程可简单概括为先听后发，边发边听，冲突停发，随机重发。

总线上的数据传播延迟对CSMA/CD协议影响很大，同样由于传播延迟的存在，当站点A发送数据时，若A发送的数据还未到达站点B，B检测到信道空闲，也发送数据，那么就会在连接两站点的总线中间发生碰撞。而且只有当来自对向的数据到达本站点时，本站点才会检测到冲突的发生，站点停止发送数据。当A发送数据后，B立即发送数据，则A、B检测冲突的时间均为RTT/2（RTT为总线端到端往返时间）；当A发送数据即将到达B时，B才发送数据，则A、B检测冲突的时间分别为RTT、0；故对于A（先发送数据方）来说，检测到发生冲突时间为RTT/2~RTT，对于B（后发送数据方）来说，检测到发生冲突时间为0-RTT/2；因此对一个站点来说，其在发送帧后至多在RTT时间内才能知道所发送的帧是否发生冲突，RTT也被称为冲突窗口。

但由于在传输过程中如果没有检测到冲突站点会认为传输成功，所以为了让站点明确发生了冲突，帧发送至信道的传输时延至少要为一个冲突窗口期RTT，即在冲突窗口期结束前，数据未发送完毕。所以，CSMA/CD协议规定总线上传输的所有帧长度都必须大于一个最小帧长，不够则填充至最小帧长。任何站点收到小于最小帧长的帧（如拥塞信号）时，把其当为无效帧而丢弃。最小帧长的计算方法为：最小帧长=总线传播时延×数据传输速率×2。另外由于CSMA/CD边发边听的策略，所有站点不可能同时发送和接收，因此采用CSMA/CD的以太网只能继续半双工通信。

产生冲突后，停止帧的传输而传输拥塞信号，是为了强化冲突，使总线上的站点尽早探知冲突的发生，从而减少新冲突发生的可能。重新侦听所采用的随机时间由截断二进制指数退避算法决定，算法基本思想是：首先确定基本退避时间t（一般取RTT）；其次定义参数k，它等于重传次数，但k不超过10；然后从离散的整数集合[0,1,…,2k-1]中随机取出一个数r，重传所需要退避的时间就是r倍的基本退避时间，即rt；当重传达16次仍不能成功时，说明此时网络过于拥挤，认为此帧永远无法正确到达，抛弃此帧并向高层报告出错。

3.4 CSMA/CA协议

与以太网不同，在无线局域网中考虑图1中的两种情况，圆分别代表圆心站点的通信范围。在左图中，假设A、C同时均想与B通信，但A、C之间不会觉察到对方，经侦听后发现B空闲，因此都会向B发送了一个帧，这时两个帧会在B处发生冲突，这种问题称为隐藏节点问题。在右图中，B可以和A、C通信，C可以和B、D通信，若某一时刻B正在与A通信，C想和D通信，但是此时C会侦听到这一通信，因此他不会直接和D通信，然而它与D的通信不会影响A与B的通信，造成资源的浪费，这种问题称为暴露节点问题。这两种问题统称为隐藏站问题。另外，在无线局域网中，因无线信号强度、覆盖范围的问题，冲突的检测是很困难的，要实现检测就必须在硬件上花费巨大。为解决这些问题，802.11中使用了带冲突避免（CA）的CSMA，即CSMA/CA协议。

图1 隐藏节点问题（左）和暴露节点问题（右）

CSMA/CA协议使用ACK帧、预约信道、RTS/CTS（请求发送-清除发送）帧等三种机制来实现碰撞避免。CSMA/CA协议实现时，如果侦听到信道空闲时，并不是立即发送，而是等待一段时间再侦听如果空闲才发送数据；接收端收到数据后，如果检测无差错需要回复一个ACK帧，否则不采取任何行动；发送方收到后ACK帧或者超时未收到ACK后检测信道，有条件时发送下一帧或者重发该帧，直到收到ACK帧或达到规定重发次数为止。这就是ACK帧机制。预约信道是指发送方在发送数据的同时还向其他站点通知自己传输数据需要的时间长度，以便让其他站点在这段时间内不发送数据，从而避免冲突。另外，RTS-CTS帧机制是可选的冲突避免机制，是指发送方站点在发送数据前先发送一个短帧RTS，接收方站点收到RTS后会回复一个短帧CTS进行响应，这时两站点建立连接，相当于“握手”，两站点不能再与其他站点建立连接；另外，在RTS和CTS中也包含一个期望传输的时间，其他站点接收到RTS或者CTS后（两站点覆盖范围内所有站点都会至少收到一种帧），在这段时间内其他站点不能发送数据（也相当于预约信道）；期望时间到达后，经过一个小的时隙，信道就变得可用，其他站点可用尝试建立连接。如果出现如图1左图，站点A和站点C同时向站点B发送RTS帧，这两个RTS帧发生冲突后，使得站点C收不到正确的RTS帧，因而站点C就不会发送后续的CTS帧，这时，站B和站C像以太网发生冲突那样，各自随机得推迟一段时间后重新发送其RTS帧，推迟时间的算法也是使用截断二进制指数退避。RTS-CTS帧机制可以根据帧所需传输时间长短决定是否采用，如较长时采用，以确保传输过程不受影响。

CSMA/CD主要着眼点在冲突的检测，当检测到冲突时，进行相应的处理，要求设备能一边检测一边发送数据。CSMA/CA主要着眼点在冲突的避免，通过退避尽量去避免冲突，还有就是预约信道和握手等减小冲突的可能，但不可避免的是冲突仍然会发生，只是概率较小。

CSMA/CA协议实现时，相比CSMA/CD协议，为了避免冲突，采用了RTS-CTS帧、ACK帧等，这无意中增加了网络流量，所以CSMA/CA协议的性能总是比CSMA/CD协议的性能差一点。但是二者又分别在CSMA协议的基础上增加了冲突检测和冲突避免的功能，故二者性能肯定都优于CSMA协议。对于ALOHA协议而言，发送数据前不侦听信道状态，冲突的可能性最大，因此性能是最差的。

4. 轮询访问介质访问控制

在轮询访问介质访问控制中，各站点不能随机的发送信息，而是要通过一个集中控制的监控站，以循环的方式依次询问每个站点是否有数据需要发送，再决定信道的分配。当有站点占用信道时，其他站点不能使用信道。典型的轮询访问介质访问协议是令牌传递协议，它主要用于令牌环网中（目前已退出市场）。

在令牌传递协议中，一个特殊的被称为令牌的帧在各站点间以某个固定次序传递。当一个站点希望传输帧时，必须等待令牌；一旦收到令牌，站点便可以开始传输帧。帧中包括目的站点的MAC地址，以标识是发送给哪个站点的。帧在环上传输过程中，如果帧的目的MAC地址是本站点，则检验无差错后向上层传递数据并针对该帧维持一个副本，并通过在帧的尾部设置“响应比特”来指示已收到此帧，并把该帧转发；否则，其他站点直接转发，直到该帧回到它的始发站，并由该始发站撤销该帧。站点在发送完一帧后，应释放令牌，即使还有数据帧未传送，但为了公平性，必须释放令牌，以便让其他站使用（避免了一个站点一直产生待发送数据而一直占有令牌的问题）。当所有站点都不需要发送数据时，令牌就在环形网上游荡，而需要发送数据的站点只有在拿到该令牌后才能发送数据帧，因此不会发生冲突（因为令牌只有一个）。

在令牌传递网络中，传输介质的物理拓扑不必是一个环，但是为了把对介质访问的许可从一个站点传递到另一个站点，令牌在站点间的传递通路逻辑上必须是一个环。轮询介质访问控制既不共享时间，也不共享空间，它实际上是在随机介质访问控制的基础上，限定了有权力发送数据的结点只能有一个。令牌传递协议也有一些问题，如：由于令牌的依次转发，而获得令牌的站点每次只能传送一帧，因此如果大量站点没有数据待传输就会造成不小的延迟，令牌的传递也会造成一定的开销；由于应用于环形网络，当一个站点出现故障时，那整个网络就会有故障，因此需要备用设备；另外，如果令牌传递过程中丢失了，那么所有站点就都不能传输数据了，要有解决令牌丢失的措施。

5. 各介质访问控制方法性能分析

信道划分介质访问协议基于多路复用技术来划分资源，无论各站点是否有数据需要发送，都在时域、频域或码域为其分配资源，如果某个站点无数据需要发送，则造成了资源的浪费。因此在网络负载重的时候，时间或频率资源被充分利用，共享信道的利用率高，而且时间或频率被平均分配，比较公平，不会产生冲突；但在网络负载比较轻的时候，大量不需要发送数据的站点占用时间或频率资源，而部分需要发送数据的站点不能占用全部的时间或频率资源，共享信道的利用率则比较低。所谓网络负载重，是指同一信道的多个站点在同一时刻发送数据概率很大，网络负载轻反之。

随机访问介质访问控制协议主要是根据站点的意愿按照规则抢占信道，发送信息时可独占信道带宽资源。但由于抢占信道的原因，网络负载重的时候，会产生冲突开销（冲突导致已发送数据失效）；在网络负载轻的时候，共享信道利用率较高，单个站点可利用全部带宽资源。轮询访问介质访问控制协议结合了以上两种协议的优点，非常适合负载很高的广播信道，既不会产生冲突开销，发送数据时又可以占用全部带宽资源，但是网络组织较困难，对局域网来说还可以接受，但对于广域网乃至因特网来说难以实现，因此，发展较为艰难，目前基本不用。

综上所述，在为信道选用介质访问控制协议时，一般可以根据信道的负载情况来进行选择。当然，这也不是一定的，对于某些特殊场合，也需要进行适当的改变，如机要信道，它一般负载较轻，但为保证信息传输的准确性与安全性，一般应当选用信道划分介质访问协议。

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