共享媒体的访问控制技术 怎样控制对共享媒体的访问 同步机制:整个信道带宽被分割成许多部分, 每一部分被分配给某一个站点。如电路交换 中的频分多路时分多路技术 异步机制:考虑到LAN与MAN中每个站点 的传输无法预知,常采用异步机制以动态分 配信道 包括时间片轮转、预约和竞争等 前页后页退出
前页 后页 退出 共享媒体的访问控制技术 • 怎样控制对共享媒体的访问 – 同步机制：整个信道带宽被分割成许多部分， 每一部分被分配给某一个站点。如电路交换 中的频分多路时分多路技术 – 异步机制：考虑到LAN与MAN中每个站点 的传输无法预知，常采用异步机制以动态分 配信道 • 包括时间片轮转、预约和竞争等
MAC:异步机制 时间片轮转:每个节点按一定的顺序得到传输 时间片。 在轮到发送时站点可以选择是否进行传输,如果要 进行传送,站点所传输的时间不能超过该时间片。 站点的逻辑顺序的控制可采用集中式或分布式。轮 询就是一种集中式的控制方式 预约:媒体访问时间被分成一些时槽。 个节点在要传输时,可以为即将到来的传输预约 些时槽 预约可以是集中式或分布式的。 前页后页退出
前页 后页 退出 MAC：异步机制 • 时间片轮转：每个节点按一定的顺序得到传输 时间片。 – 在轮到发送时站点可以选择是否进行传输，如果要 进行传送，站点所传输的时间不能超过该时间片。 – 站点的逻辑顺序的控制可采用集中式或分布式。轮 询就是一种集中式的控制方式。 • 预约：媒体访问时间被分成一些时槽。 – 一个节点在要传输时，可以为即将到来的传输预约 一些时槽。 – 预约可以是集中式或分布式的
MAC:异步机制(续) 竞争:没有相应的机制来决定该由谁来 传输 所有节点都展开竞争以获取对共享媒体的访 问权。 竞争机制是分布式的。 易于实现,并且在低负荷和中等负荷时竞争 机制的性能还不错,只是在重负荷下,有些 竞争机制的性能会急剧下降 前页后页退出
前页 后页 退出 MAC：异步机制（续） • 竞争：没有相应的机制来决定该由谁来 传输 – 所有节点都展开竞争以获取对共享媒体的访 问权。 – 竞争机制是分布式的。 – 易于实现，并且在低负荷和中等负荷时竞争 机制的性能还不错，只是在重负荷下，有些 竞争机制的性能会急剧下降
ALOHA协议 基本思想: 只要一个站点想要传输信息帧,它就把信息 帧传输出去。然后它听一段时间,如果在信 息来回传播的最大延迟时间(两倍于相距最 远的两个站点之间传递信息的时间〕再加上 小段固定的时间内收到了确认,传输成功; 否则,传输站点重发信息帧。如果在发了好 几次后仍得不到确认,就只好放弃。 前页后页退出
前页 后页 退出 ALOHA协议 • 基本思想： – 只要一个站点想要传输信息帧，它就把信息 帧传输出去。然后它听一段时间，如果在信 息来回传播的最大延迟时间（两倍于相距最 远的两个站点之间传递信息的时间〕再加上 一小段固定的时间内收到了确认，传输成功； 否则，传输站点重发信息帧。如果在发了好 几次后仍得不到确认，就只好放弃
ALOHA协议的效率 与阴影帧的 开始碰撞 时间 冲突危险区 假设 阴影帧的冲突危险区 无限多个用户产生的新帧服从普阿松分布,平均每帧时产生S个新帧 每个站点每帧时发送的帧服从普阿松分布平均每帧时发送G个帧 ·吞吐率S应该是负载G与帧传送成功的概率,即S=GP0。 其中P0是发送的帧不会发生冲突的概率 任一帧时内生成K帧的概率服从普阿松分布:P=C k 两个帧时内产生的帧数平均为2G,在整个冲突危险区 内无任何其他帧产生的概率为 2G 2G 0 S= Ge G=0.5时,吞吐率S最大,其值为S ≈0.18 2e 前页后页退出
前页 后页 退出 ALOHA协议的效率 • 假设: – 无限多个用户产生的新帧服从普阿松分布,平均每帧时产生S个新帧 – 每个站点每帧时发送的帧服从普阿松分布,平均每帧时发送G个帧 • 吞吐率S应该是负载G与帧传送成功的概率，即S＝GP0。 其中P0是发送的帧不会发生冲突的概率。 • 任一帧时内生成K帧的概率服从普阿松分布: • 两个帧时内产生的帧数平均为2G，在整个冲突危险区 内无任何其他帧产生的概率为 • G＝0.5时，吞吐率S最大，其值为 ≈0.18 t0+t 与阴影帧的 开始碰撞 与阴影帧的 开始碰撞 t t0 t0+2t t0+3t 冲突危险区 时间 阴影帧的冲突危险区 G P e 2 0 − = G S Ge−2 = k! G e P k k G r − = e S 2 1 =