介质访问控制

真题练习

数据链路层的另一个重点（之前一个是 ARQ 协议），重点掌握 CSMA/CD 的细节，会在选择题和解答题中考查。多路复用和 CSMA/CA 也要熟悉下，会在选择题中考查。

ALOHA 协议说实话没考察过，但是出现过在考纲中，所以还是加在教程中。

共享介质

在介绍 MAC 概念之前，必须要说明一下 共享介质 的概念。

在一个网络环境中，多个设备可能需要同时访问同一个 物理介质 来发送数据，这个介质可以是电缆、光纤或者 无线信道。

当设备发送数据时，数据包会在整个介质上传播，所有连接到该介质的设备都可以接收到数据包。

如果多个设备同时发送数据，介质上的数据信号就会相互冲突进而导致错误。

所以 MAC 协议要协调共享介质的使用，尽量实现有效、有序的数据传输；不同协议的公平性并不完全相同。

考研默认模型

现代交换式以太网很少使用共享总线，但在考研语境下，只要题目出现：

CSMA/CD
冲突（collision）
传播时延
最小帧长

你就要立刻切换到这个模型：

共享信道 + 广播传播 + 半双工

所有设备接在同一根“线”上
一个设备在一个时刻只能发送或者接收数据
任意发送 = 信号扩散到整个网络
所有设备都能“听到”

用一句话总结这个模型：

一人发，全网听；但只认目的地址

MAC 方式总结

介质访问控制（MAC，Media Access Control）可以分为 信道划分 以及 随机访问 两种大方向。

信道划分介质访问控制

也叫做 多路复用，在一条传输介质上同时传输 多个不同种类的信号（种类可以根据不同的参数进行划分），这样不同的设备可以发送特定类型的信号，并且不同信号之间相互不干扰，信道划分访问控制可以分为以下几种：

FDM：频分多路复用
TDM：时分多路复用
WDM：波分多路复用
CDM：码分多路复用

随机访问介质访问控制

指多台设备共享同一个 通信介质 时，它们可以随机地尝试发送数据，而不需要事先协调，当发生冲突后再做后续的协调，以保证不会接收到错误的数据。

ALOHA
CSMA
CSMA/CD
CSMA/CA

mindmap
  root((MAC 介质访问控制))
    信道划分介质访问控制
      多路复用
        同时传输多个不同种类的信号
        不同设备发送特定类型信号
        信号间相互不干扰
      FDM
        频分多路复用
      TDM
        时分多路复用
      WDM
        波分多路复用
      CDM
        码分多路复用
    随机访问介质访问控制
      共享通信介质
        多台设备随机尝试发送数据
        无需事先协调
        冲突后进行后续协调
        保证接收正确数据
      ALOHA
      CSMA
      CSMA/CD
      CSMA/CA

多路复用

多路复用（Multiplexing）是一种技术，用于在同一 传输介质 上同时传输 多个信号，包含频分多路复用（FDM）、时分多路复用（TDM）、波分多路复用（WDM）和码分多路复用（CDM）四种。

FDM

频分多路复用（FDM）将可用带宽划分为若干个不重叠的频段，每个信号占用一个频段。各个信号可以同时传输，但彼此之间不会干扰，因为它们占用不同的频率。

FDM 在传统的模拟电话系统和广播中广泛使用。

TDM

时分多路复用（TDM）将时间划分成若干个时隙，每个信号在不同的时隙中传输。所有信号在时间上轮流使用同一传输介质。

TDM 常用于数字通信系统，如数字电话网络。

WDM

波分多路复用（WDM）是 FDM 的一种应用，主要用于 光纤通信。它将光纤的可用带宽划分为多个波长（颜色），每个信号占用一个波长。

WDM 技术可以大幅增加光纤的通信容量，广泛应用于长距离和高速光纤网络。

CDM 与 CDMA

码分多路复用（CDM）使用不同的编码来区分各个信号。所有信号可以在同一频带上同时传输，但通过使用不同的编码序列来避免相互干扰。

虽然 CDM 的概念可以用在许多不同的传输系统中，但在实践中，它主要作为 码分多址（CDMA，Code Division Multiple Access）的基础技术。

CDMA

在 CDMA 中，每一个 比特时间 划分为 $m$ 个更短的间隔，称为码片（chip），每个站被指派一个唯一的 $m$ 维码片序列（chip sequence）。计算时通常把二进制 0 映射成 $-1$ ，把二进制 1 映射成 $+1$ 。

如果发送比特 1，则发送自己的 m 位码片序列。
如果发送比特 0，则发送该码片序列的反码向量，即 $-\mathbf S$ 。

简单理解就是，A 站向 C 站发出的信号用一个向量来表示，B 站向 C 站发出的信号用另一个向量来表示，两个向量要求相互正交。向量中的分量，就是所谓的码片。

当两个或多个站点同时发送时，各路数据在信道中线性相加。为了从信道中分离出各路信号，要求各个站点的码片序列相互正交。

令向量 $\mathbf S$ 表示站 S 的码片向量，令 $\mathbf T$ 表示其他任何站的码片向量。两个不同站的码片序列正交，就是它们的规格化内积（inner product）为 0：

\mathbf S\cdot\mathbf T =\frac{1}{m}\sum_{i=1}^{m}S_iT_i=0.

任何站的码片向量和自身的规格化内积为 1，和其反码向量的规格化内积为 $-1$ ：

\mathbf S\cdot\mathbf S=1, \qquad \mathbf S\cdot(-\mathbf S)=-1.

CDMA 的过程可以通过下图辅助理解：

上图以一个实例展示了 CDMA 的过程：

站点 A：码片序列 $\mathbf S=(-1,-1,-1,+1,+1,-1,+1,+1)$ ，发送比特 1，所以发送原序列 $\mathbf S$ 。
站点 B：码片序列 $\mathbf T=(-1,-1,+1,-1,+1,+1,+1,-1)$ ，但在这个例子中发送的是 $-\mathbf T$ ，这意味着 B 站实际发送比特 0。
信道叠加： $\mathbf S-\mathbf T=(0,0,-2,+2,0,-2,0,+2)$ 。
信号分离：
- 恢复 A 的信号：接收向量与 $\mathbf S$ 做规格化内积，结果为 $+1$ ，判定比特 1；
- 恢复 B 的信号：接收向量与 $\mathbf T$ 做规格化内积，结果为 $-1$ ，判定比特 0。
正交性： $\mathbf S\cdot\mathbf T=0$ ，所以另一站的分量在解码时被消去。

下面的交互会逐项显示两站码片、信道叠加结果与规格化内积。例如把 B 的发送比特从 0 换成 1 时，可对照观察反码符号如何改变，避免只背最终向量。

交互使用的正交与归一化关系是： $\mathbf S\cdot\mathbf T=0$ 、 $\mathbf S\cdot\mathbf S=1$ 、 $\mathbf S\cdot(-\mathbf S)=-1$ ，规格化内积的求和部分为 $\frac{1}{m}\sum_{i=1}^{m}S_iT_i$ 。

过程流

两路 CDMA 码片怎样叠加又分离

逐步查看 A 发送比特 1、B 发送比特 0 时的码片向量、信道逐项相加结果，以及接收端如何用规格化内积恢复两路比特。

分配正交码→映射发送比特映射发送比特→逐项叠加逐项叠加→恢复 A逐项叠加→恢复 B

当前查看：分配正交码。A 的码片 S=(-1,-1,-1,+1,+1,-1,+1,+1)，B 的码片 T=(-1,-1,+1,-1,+1,+1,+1,-1)，两者规格化内积为 0。

ALOHA 协议

ALOHA 协议是一种早期开发的 随机访问协议，用于在 共享信道 上传输数据。ALOHA 有两种基本类型：纯 ALOHA 和时隙 ALOHA。

纯 ALOHA：用户可以在 任何时间 发送数据包。由于没有时间同步，数据包之间容易发生冲突。
时隙 ALOHA：时间被分成离散的时隙，用户只能在时隙的开始发送数据包。这种方法通过同步发送时间，减少了冲突的概率。

ALOHA 如何得知发送失败

在纯 ALOHA 中：

发送端 直接发，不监听信道
也没有“边发边检测”的能力

那怎么知道冲突了？

靠 ACK（确认应答）与超时重传机制

接收端会对数据进行差错校验，只有当接收端成功接收并通过差错校验（如 CRC）时，才会发送 ACK

纯 ALOHA

纯 ALOHA（Pure ALOHA）是一种简单的 随机接入协议，允许用户在 任意时刻 发送数据包，而无需对时间进行任何同步或分时。

工作原理：

用户随时发送数据包。
如果数据包成功到达接收端，则传输完成。
如果发生冲突（即两个或多个用户同时发送数据包），相关用户需要等待随机的时间后重传。

在理想泊松到达模型中，纯 ALOHA 的吞吐量为

S=Ge^{-2G},

其中 $G$ 是一个帧时长内的平均发送尝试次数。 $G=1/2$ 时吞吐量最大，为 $1/(2e)\approx18.4%$ 。

时隙 ALOHA

时隙 ALOHA（Slotted ALOHA）在纯 ALOHA 的基础上引入了 时间同步，将时间划分为一系列等长的时隙。用户只能在 时隙的开始 发送数据包。

工作原理：

时间被划分为 等长的时隙。
用户在 时隙的开始 时发送数据包。
如果一个时隙内 只有一个用户 发送数据包，则传输成功。
如果多个用户在同一时隙发送数据包，发生冲突，相关用户等待随机时间后重传。

相同理想模型下，时隙 ALOHA 的吞吐量为

S=Ge^{-G},

在 $G=1$ 时达到最大值 $1/e\approx36.8%$ ，约为纯 ALOHA 的两倍。

CSMA 协议

CSMA（Carrier Sense Multiple Access）的中文叫做 载波监听多路访问，理解 CSMA 的关键在于理解它的名称中的两个部分：载波监听 以及 多路访问：

载波监听（Carrier Sense）：因为 CSMA 是随机访问介质控制的一种方式，所以在发送数据前，必须确定当前 通信介质 中没有其他设备正在发送数据。所以 载波监听 可以被理解为以太网口内部芯片自带的一种功能，具体而言就是一种可以监听信道在当前位置是否有数据传输的功能。
多路访问（Multiple Access）：多个设备可以访问同一个 通信介质。这意味着在任何给定时间，任何设备都可以尝试发送数据。

所以 CSMA 可以理解为通过 载波监听 避免冲突，进而实现共享介质上的 多路访问。

这里需要深入理解传播时延和传输时间这两个概念：

传播时延（propagation time）= 距离 / 信号传播速度
传输时间（transmission time） = 数据大小 / 数据传输速率

CSMA 的问题在于它无法处理碰撞，当一个设备监听到当前介质中无信号时，它就可以发送数据，但监听得到的结果可能是 “假结果”。因为有可能其他设备已经发送信号了，只是信号由于传播时延还没有到达当前设备。

所以假设当前设备监听得到了“假结果”，那么此时发送数据后介质上就会发生冲突。

那么 CSMA 如何处理冲突呢？

CSMA 不具备 碰撞处理 功能，冲突处理 是 CSMA/CD 的功能。这意味着在 CSMA 中，设备不会主动检测到碰撞。

所以“纯 CSMA”主要作为分析模型；工程协议通常在它的基础上增加碰撞检测、碰撞避免、确认或重传机制。纯 CSMA 只监听信道是否空闲，但：

不能检测冲突（如 CSMA/CD）
也不避免冲突（如 CSMA/CA）
一旦多个设备在信道刚空时同时发送，必然冲突，没有机制处理

这在真实网络中会导致高碰撞率和低效率。

常见协议的关系如下：

协议	工程中的位置	典型场景	主要特点
CSMA	主要是基础模型	教学与理论分析	发送前监听；后续冲突处理需由具体协议补充
CSMA/CD	经典共享式、半双工以太网采用	早期有线以太网	监听 + 碰撞检测 + 截断二进制指数退避
CSMA/CA	IEEE 802.11 DCF 采用	无线局域网（Wi-Fi）	物理/虚拟监听 + 随机退避 + ACK，可选 RTS/CTS

CSMA 协议不会直接考查，但是作为 CSMA/CD 的基础，还是需要熟悉下。

三种类型

CSMA 根据站点在 信道空闲或忙 时的行为分为三种基本策略：

特征	1-persistent CSMA	Non-persistent CSMA	p-persistent CSMA
信道空闲时	立即发送	监听到空闲就发送	在时隙边界以概率 $p$ 发送，以概率 $1-p$ 推迟一个时隙并重复判断
信道忙时	持续监听，空闲后立即发送	等待一个随机时间后重新监听	持续监听；变为空闲后按概率 $p$ 竞争
碰撞可能性	较高，多个持续等待站可能同时发送	较低，随机等待分散竞争	可用 $p$ 在碰撞概率与等待时延间折中
延迟特点	空闲时延最小，竞争激烈时碰撞较多	碰撞较少，但可能增加平均等待时间	适合时隙化信道， $p$ 越小通常碰撞越少、等待越久
定位	理论分析中的积极持续策略	理论分析中的非持续策略	理论分析中的概率持续策略；不要简单等同于完整 Wi-Fi 协议

CSMA/CD 协议

CSMA/CD（CSMA with Collision Detection，载波监听多路访问/碰撞检测）是 CSMA 的一种拓展，在了解这个知识之前，请确保你已经理解了什么是 CSMA 中的 CS（Carrier Sense 即 载波监听），以及什么是 CSMA 中的 MA（Multiple Access 即 多路访问）。

CSMA/CD 比 CSMA 多出一个 CD（Collision Detection 即 碰撞检测）的功能。

在上文中我们提到，CSMA 中监听到信道空闲可能是“虚假”，所以在 CSMA 发送数据后介质中也许会发生冲突，但 CSMA 只能依靠非常原始的方案处理冲突。

CSMA/CD 在发送数据期间仍会持续监听介质，通过比较发送信号与总线上的实际信号来判断是否发生碰撞。这里 Carrier Sense 指“载波监听”，不是某个名为 Carrier 的器件。

以下图为例，假设 A 向 D 发送一段数据，C 向 A 发送一段数据，我们可以观察到：冲突发生 的时间点和 设备检测到 冲突的时间点是不同的。

当 A 和 C 检测到冲突时，它们会立即停止正常帧的发送，并发送 强化碰撞的干扰信号（jam signal），保证总线上的各站都能识别这次碰撞。它不是一帧面向某个目的地址的“广播通知”。

流程

CSMA/CD 的工作流程如下：

准备发送：适配器从网络层获得一个分组，封装成帧，放入网络适配器缓存准备发送。
检测信道：监听信道是否空闲，若信道空闲，则开始发送该帧；若信道忙，则持续检测直至信道空闲。
在发送过程中，适配器仍然持续检测信道。这里只有如下两种可能。
- 发送成功：在一个争用期（slot time）内一直未检测到碰撞，之后就不会再与本次发送开始前后的其他站发生碰撞；发送方仍要把整个帧发完。
- 发送失败：在争用期内检测到碰撞，立即停止正常帧发送并发出 jam signal。随后执行 截断二进制指数退避算法，随机等待后返回步骤 2。若连续发生 16 次碰撞仍不能成功，则放弃该帧并向上报错。

截断二进制指数退避算法

在随机访问网络中，当冲突发生后，设备需要 等待一段时间 后重试发送，以避免再次冲突。 指数退避算法（Exponential Backoff Algorithm）通过动态调整等待时间，减少连续冲突的概率，提高网络效率。

其核心思想是当冲突发生时，设备随机选择一个等待时间，并在每次冲突后 成倍增加等待时间范围，以降低后续冲突的可能性。

指数增长规则 如下。连续第 $k$ 次发生碰撞后，先令

r=\min(k,10),

再从整数集合

K\in\{0,1,\ldots,2^r-1\}

中等概率选择一个数，退避时间为

T_{\rm backoff}=K\times T_{\rm slot}.

经典以太网的一个时隙为 512 比特时间；在 10 Mbit/s 以太网中就是 51.2 微秒。
指数 $r$ 最大取 10，所以随机窗口最多增长到 $2^{10}-1=1023$ 个时隙；第 11～16 次碰撞不再扩大范围。

如果尝试达到一定次数仍冲突，放弃传输并上报错误。

举个实际例子：

假设某设备在尝试发送时检测到冲突：

第 1 次碰撞后：在 $[0,1]$ 中随机选择一个整数，即等待 0 或 1 个 slot time。
第 2 次碰撞后：在 $[0,3]$ 中随机选择一个整数。
…
第 10～16 次碰撞后：都在 $[0,1023]$ 中随机选择。
连续第 16 次碰撞后仍失败：报错并放弃该帧。

最小帧长与争用期

CSMA/CD 能够正常工作的 限制条件 是：

帧的发送时延至少要等于信号在冲突域中最大往返传播时延，即总线端到端最大单向传播时延的两倍。

要在帧的发送过程中及时发现冲突，发送站必须在整个帧发送完毕之前收到冲突信号。如果发送站只有在帧全部发送完之后才能检测到冲突，那么冲突产生的数据已经完整地传输到了网络上，无法避免数据损坏。

因此，最小帧长 由这个时间条件决定。若链路速率为 $R$ ，冲突域端到端的最大单向传播时延为 $\tau$ ，则

\frac{L_{\min}}{R}\ge 2\tau, \qquad L_{\min}\ge 2\tau R.

经典以太网把争用期规定为 512 比特时间，因此 MAC 帧最小为 64 B（从目的 MAC 地址到 FCS，不含前导码与帧开始定界符）。如果帧太短，发送站可能在碰撞信号返回之前就已发送完毕，从而无法把碰撞归因于当前帧。

注意：这一机制的依据是，碰撞影响必须在网络中传播并被发送站捕获，发送站才能意识到碰撞。若帧的发送时延过短，发送站可能在碰撞信号返回之前就已结束发送，从而错过碰撞检测。

因此，帧的发送时延必须不小于最大单向传播时延的两倍，才能确保碰撞在帧发送完毕前被发现并处理。注意区分“传播时延”和“发送时延”，不要都称作传输时延。

CSMA/CA 协议

CSMA/CD 适用于 以太网（使用有线连接的局域网），但在 无线局域网（WLAN，Wireless LAN）中无法直接使用 CSMA/CD，主要有以下原因：

无线设备 不能同时“听”和“说”：无线收发器在发送数据时，无法同时监听信道来判断是否发生碰撞。
信道干扰 比有线环境严重：无线信号受环境干扰更大，误判空闲或碰撞的概率更高。
隐藏节点问题（隐蔽站）：假设 A 和 C 两台无线设备都想给 B 发送数据，但 A 和 C 彼此“看不到”，只看到 B 是空闲的。结果就是 A 和 C 同时给 B 发送，发生碰撞，但它们却以为没事。

为此，IEEE 802.11 的分布式协调功能采用 CSMA/CA。它以 冲突避免（Collision Avoidance，CA）取代发送期间的碰撞检测。“冲突避免”并不表示能完全消除碰撞，而是通过监听、随机退避、确认以及可选的 RTS/CTS 尽量降低碰撞概率。

流程

CSMA/CA 通过监听、随机退避、可选 RTS CTS、DATA 与 ACK 完成发送

侦听信道（Carrier Sense）
- 设备在发送数据前通过物理侦听（检查无线能量或可解码帧）和虚拟侦听（NAV，网络分配向量，记录预计占用时间）判断信道是否空闲。信道持续空闲 DIFS 后，站点仍需按竞争窗口执行随机退避；倒计时仅在信道空闲时递减，信道变忙则冻结，之后再继续。
发送请求（RTS，Request to Send）
- 退避计数归零后，设备可以直接发送 DATA，也可先发送 RTS 帧，声明传输所需时间。RTS/CTS 是可选机制，常在帧较大或隐藏站影响明显时启用。
清除发送请求（CTS，Clear to Send）
- 若使用 RTS/CTS，接收设备等待 SIFS 后回复 CTS，确认本次传输并让能听到 CTS 的附近站更新 NAV。它能缓解隐藏站问题，但不能保证消除所有碰撞。
数据传输
- 发送设备收到 CTS 后等待 SIFS，再发送数据帧。其他设备依据 NAV 暂缓竞争；若未启用 RTS/CTS，则退避计数归零后直接发送 DATA。
确认帧（ACK，Acknowledgment）
- 接收设备成功接收数据后（等待 SIFS），发送 ACK 帧确认。若发送端未收到 ACK（可能因碰撞或干扰），启动重传机制，重新执行上述步骤。

根据以上过程我们可以观察到 CSMA/CA 的一些 关键特点：

碰撞避免：CSMA/CA 通过物理/虚拟侦听、随机退避、ACK 以及可选 RTS/CTS 降低碰撞概率；它不像经典共享式以太网的 CSMA/CD 那样边发边检测。
隐藏节点问题：两设备因距离远无法互相侦听，可能同时向同一接收方发送。RTS/CTS 通过让周围设备设置 NAV 来缓解该问题，但不能解决暴露站等所有无线竞争问题。

IFS

由于无线信道较易受干扰，802.11 的单播数据帧通常配合 停等确认：站点发送一帧后，需要收到对方 ACK 才认为本次发送成功；广播和组播帧通常不使用这种逐帧 ACK。

为了尽量避免冲突，802.11 标准规定：所有站在完成一次发送后，必须先等待一个极短的时间（期间继续监听信道）才能发送下一帧。这段等待时间称为 帧间间隔（InterFrame Space，IFS）。不同类型的帧对应的 IFS 长度不同，IFS 的长短用来实现优先级管理，从而保证关键帧能够在竞争激烈的信道中优先获得发送机会。

802.11 标准使用了下列三种 IFS：

SIFS（Short IFS）：最短的帧间隔，优先级最高。用于：
- 接收方回复 CTS 或 ACK；
- 分片突发中的后续帧等需要最高优先级响应的传输。
- 示例：AP 接收到 RTS 后，等待 SIFS 时间发送 CTS，之后接收到数据后，再等待 SIFS 时间发送 ACK。
DIFS（Distributed IFS）：普通数据帧的发送间隔。用于：
- 一个站点在发现信道空闲后，准备发起新的通信前等待的时间。
- 示例：A 想要发起通信，必须先监听信道空闲，并等待 DIFS 才能发送 RTS。
PIFS（Point Coordination IFS）：比 DIFS 短、但比 SIFS 长。仅用于中心协调器（AP）抢占信道，用于轮询控制（PCF 模式）。

等待 IFS 序列过程如下：

A: 监听信道空闲 → 等待 DIFS → 发送 RTS
AP: 等待 SIFS → 回复 CTS
A: 等待 SIFS → 发送 DATA
AP: 等待 SIFS → 回复 ACK

NAV

为了应对无线网络中的 “隐蔽节点” 问题，802.11 引入了 NAV（Network Allocation Vector）概念，作为一种 “虚拟载波侦听机制”。

NAV 是一种 倒计时定时器，它告诉站点：接下来的多长时间内，信道将被其他设备占用。具体过程如下：

A 发送 RTS 帧，并在其中声明：从 RTS 发送起，直到收到 ACK，通信将持续多久。
AP 回复 CTS 帧，在 CTS 中再次包含整个传输剩余所需时间（包括 DATA 和 ACK）。
所有收到 RTS 或 CTS 的站点，都会根据帧中的时间字段，设置自己的 NAV 计时器，并保持沉默，避免冲突。

在上图中：

B 是隐蔽站，可能听不到 A 的 RTS，但能听到 AP 的 CTS → 会根据 CTS 设置 NAV。
其他站点即使未直接收到数据（例如 DATA），也会因为事先通过 RTS/CTS 设置了 NAV，在期间不会发起竞争。