对802.11分布式协调功能的初步探讨.doc

201312172001 高建康 通信与信息系统 1 对对 802 11 分布式协调功能的初步探讨分布式协调功能的初步探讨 201312172001 高建康高建康 通信与信息系统通信与信息系统 目目 录录 1 无线局域网 802 11 MAC 层 1 1 1 IEEE 802 11 MAC 协议概述 1 1 2 IEEE 802 11 MAC 中的主要技术 2 1 2 1 虚拟载波监听技术 2 1 2 2 帧优先级的设置 3 1 2 3 随机退避机制 4 1 2 4 节能管理 4 2 IEEE 802 11 MAC 的网络工作方式 5 2 1 DCF 接入方式 5 2 2 PCF 接入方式 9 2 3 二进制指数退避算法的不公平现象 10 2 4 两种工作方式的对比和局限性 11 3 RTS CTS DCF 协议性能分析 12 3 1 RTS CTS DCF 机制原理 13 3 2 RTS CTS DCF 存在的问题 18 3 3 RTS CTS DCF 的改进算法思想 19 4 总结总结 22 201312172001 高建康 通信与信息系统 1 对对 802 11 分布式协调功能的初步探讨分布式协调功能的初步探讨 1 无线局域网 802 11 MAC 层 IEEE 802 11 MAC 层提供了多种服务 同时它也定义了两种不同的介质 接入的方法 分布式协调功能 DCF 和点协调功能 PCF 其中 PCF 接 入由于需要接入点协调整个覆盖区域内的站点 故使用较少 MAC 层给站 点提供信道的接入和数据的传输 这就直接关系到整个网络信道资源的合理 分配和利用 从而影响到网络的性能表现 虽然在物理层上新的技术不断推 出 但是发展相对缓慢的 MAC 层技术却极大地制约了无线网络的性能提升 IEEE 802 11 MAC 本身协议存在着诸多的不足 例如 协议的本身是想提供 对所有站点的公平信道接入 但是 由于协议设计上的一些不足 导致了信 道接入的公平性问题 1 1 IEEE 802 11 MAC 协议概述 IEEE 802 11 协议族的 MAC 层协议和 IEEE 802 3 中的以太网协议非常相 似 都是在一个媒体之上支持多个用户来共享这一媒体资源 具体做法是由 数据发送者在发送数据前先进行网络的可用性检查 在 IEEE802 3 协议中 是由一种称为载波侦听多路接入 冲突检测 Carrier Sense Multiple Access with Co11ision Detection CSMA CD 的机制 1 来 完成各个用户之间的协调的 这个协议解决了在 Ethernet 上的各个网络设备 如何在公共的线缆上进行传输的问题 利用它检测和避免当两个或两个以上 的网络设备需要同时进行数据传送时发生在网络上的冲突 而由于无线信道 的特性 在 802 11 无线局域网协议中 冲突的检测在无线通信系统中是无法 办到的 2 鉴于这个差异 IEEE 802 11 协议族标准对 CSMA CD 进行了一些调整 采用了新的载波侦听多重接入 冲突避免 Carrier Sense Multiple Access with Collision Avoidance CSMA CA 机制 CSMA CA 机制可以利用握手的方式 来解决隐藏终端的问题 同时也利用 ACK 信号来避免冲突的发生 也就是 说 只有当客户端收到网络上返回的 ACK 信号后才能确认送出的数据己经 正确到达目的 IEEE 802 11 协议族所传输的业务包括异步的数据业务 以及对传输时 延有着严格要求的各种实时业务 例如语音业务和视频业务 为了适应异步 数据业务和实时业务各自不同的特点 802 11 协议族规定了两种不同的 MAC 层访问机制 一种是分布式协调功能 Distributed Coordination Function DCF 被设计用来传输异步数据 同时也是支持 PCF 机制的基础 DCF 机制可以应用于所有的站点 无论其拓扑结构是基本网络配置还是 BISS 另一种访问机制称为点协调功能 Point Coordination Function PCF 是可选的 它只可用于基本网络配置的拓扑结构 PCF 的工作原理主要为轮 训机制 即由一个点协调器 Point Coordinator PC 来控制令牌的循环 本文 所作研究以 DCF 为基础 假设网络不使用 PCF 工作模式 1 2 IEEE 802 11 MAC 中的主要技术 1 2 1 虚拟载波监听技术 由于天线半双工的工作方式和信号空间传播的复杂性 无线网络相对于 有线网络更易发生冲突 这个问题在物理层难以解决 IEEE 802 11 在 MAC 层通过使用虚拟载波监听技术解决了这个问题 每个工作站维护一个网络分 配矢量 NAV Network Allocation Vector 用 NAV 来指示网络的忙闲状态 201312172001 高建康 通信与信息系统 3 每个发送站在发送帧时估计网络忙的时间 即 NAV 并把这一时间信息装 入帧头 其他站接收到此帧后如发现本地 NAV 小于此时间则利用此时间更 新本地 NAV 各个工作站通过这种虚拟载波监听技术和物理层的载波监听 技术来判断网络的忙闲状况 1 2 2 帧优先级的设置 CSMA CA 算法要求发送的帧之间有一定的间隔 当介质空闲一定时间 后才能尝试访问介质 IEEE802 11 中有四种帧间隔 其长度由小到大依次分 别是 SIFS Short interframe space PIFS PCF interframe space DIFS DCF interframe space EIFS Extended interframe space 如图 1 所示 DIFS PIFS 介质忙 SIFS 图 2 1 帧间隔 SIFS 主要用于确认或响应帧的获得介质访问权的时间间隔 PIFS 主要 用于中心控制方式 无竞争期的站点获得介质访问权的时间间隔 DIFS 用 于分布控制方式 竞争期的站点获得介质访问权的时间间隔 这种时间间隔 使得工作于 PCF 方式下的工作站获得比工作于 DCF 方式下工作站享有更高 的帧发送优先级 EIFS 是工作于 DCF 方式下 用于 FCS 值错误导致接收数 4 据错误的情况下作为等待时间 为接收站发送确认 ACK 帧提供足够的时间 通过不同的帧间隔 不同优先级的帧能获得相应的介质访问优先权 1 2 3 随机退避机制 退避时间选取如下 T CW R an dom S lot Ti me 其中 Random 是随机数 SlotTime 是总传播时延 CW 是竞争窗口 它是 SlotTime 的整数倍 CW 在 CWmin 和 CWmax 之间选择 当一帧进入发送缓 存时 CW 初始化为 CWmin 以后每次尝试重传后 CW 加倍直至 CW max 在退避状态下 检测到信道空闲时退避计时器开始计时 其间如检测到 信道忙 则退避计时器停止计时 直至信道空闲时间大于 DIFS 后计时器恢 复计时 在这种机制下 当多个站延迟并进入随机退避状态后 退避值最小 的站将在竞争中获得介质访问权 在竞争中失败的站会保持退避状态直到下 一个 DIFS 这样在下一次竞争中这些站可能会比新进入退避的站有更短的 退避时间 避免了有的站永远不能获得介质访问权的可能 1 2 4 节能管理 由于在移动环境下对笔记本计算机节能的要求 IEEE 802 11 规定了节 能的工作模式 工作在节能模式的工作站有两种工作状态 睡眠状态和唤醒 状态 睡眠状态的工作站关闭收发器以节约能耗 在扩展服务集 ESS 无线局 域网之中 由 AP 缓存发往节能站的数据 节能站在一定时间间隔内苏醒以 便接收信标帧 并判断有没有被缓存的数据 在独立基本服务集 IBSS 网络 中 没有 AP 提供缓存服务 向节能站发送数据的站需事先发送提醒接收的 控制帧 节能站定时被唤醒以检查有没有需要接收的数据 如果有就发送质 询帧 发送站接收到质询帧立即发送该数据帧 201312172001 高建康 通信与信息系统 5 2 IEEE 802 11 MAC 的网络工作方式 在 MAC 层 802 11 标准定义了两种不同的接入方式 分布式协调功能 DCF 和点协调功能 PCF 前者支持无竞争型实时业务及竞争型非实时 业务 后者建立在前者工作方式之上并且仅支持竞争型非实时业务 如图 2 2 所示 分布式协调功能中 各个站点地位平等 采用竞争的方式来共享共 同的信道 故在无中心的 Ad hoc 网络中 采用分布式协调功能 而点协调 功能需要一个管理整个网络的中心结点 整个网络中信道的分配由中心结点 完成 不存在冲突 故在基础设施架构网络中应用 但由于管理机制的引入 导致网络的管理变得更加复杂 反观竞争的方式却简单实用 因此 在现有 的接入网中 也多采用分布式协调功能 提供无竞争 服务 提供竞争服务 并作为 PCF 的基础 MAC 协议 图 2 2 IEEE 802 11 协议基本框架 2 1 DCF 接入方式 802 11 中的分布式协调功能是一种基于分布式控制的竞争式共享介质方 点协调功能 PCF 分布式协调功能 DCF 6 法 采用带冲突避免的载波侦听多路访问 CSMA CA 技术 5 在该技术 中 所有站点侦听信道的同时决定是否发送报文 并在发生冲突后采用二进 制指数退避 BEB 算法进行冲突避免 同时 所有成功接收报文的站点都 要立即返回一个正确确认 ACK 报文给源站点 如果超过一定的时间没有 ACK 到达的话 源站点会安排重传 DCF 比较简单 健壮性较好 在实际 应用中获得了广泛支持 标准规定 DCF 是节点的默认工作方式 1 载波侦听机制 CSMA CA 机制里 载波侦听是非常重要的技术 载波侦听在发现介质 空闲时 站点就可以启动介质竞争过程 竞争信道 与有限局域网中的完全 依赖物理层实现不同 在无线网络中 除了物理检测方式 还采用了虚拟载 波侦听机制 用逻辑方法对信道的占用情况进行预测 信道占用预测 虚拟载波侦听不是通过介质上的信号情况来侦听载波 而是从 MAC 帧中携带的相关信息来实现一种逻辑预测 简单说 就是每个 帧携带发送站下一个帧将持续时间的信息 相关各站点根据这个信息对信道 占用进行预测 如果一个站点没有听到持续时间字段 比如侦听载波时 帧 的持续时间字段已经传过 站点只能依靠物理层检测 虚拟载波侦听利用网络分配矢量 Network Allocation Vector NAV 实 现 NAV 是一个倒计时计数器 当倒计时为 0 时 虚拟载波检测就认为介 质处于空闲 所以 虚拟载波检测技术就是在适当的时候以适当的值设置和 更新 NAV 计时器 载波侦听机制融合了 NAV 的状态和物理层信号侦听的状 态来判定信道的忙闲 当任何一个状态表明信道是忙的话 那么载波侦听机 制就认为信道忙 反之 两个状态都表明信道空闲的话 那么载波侦听机制 201312172001 高建康 通信与信息系统 7 才认为信道闲 2 基本 CSMA CA 协议 CSMA CA 协议是减少多个共享信道的站点间发生冲突的可能性的机制 由于载波侦听功能的作用 在信道由忙变空闲的时刻 冲突发生的可能性最 大 这是因为多个站点都可能在等待信道重新变得空闲 这就使得采用随机 退避过程从而解决信道竞争冲突的机制成为必要 这个协议的基本思想如图 2 3 所示 图 2 3 基本机制原理 在每个帧间的时间空闲被称为帧间间隔 IFS 一个共享信道的站点使 用载波侦听功能 并根据特定的时间间隔来决定信道是否空闲 IFS 时间被 定义为信道上的时间间隔 而 IFS 的取值也由相对应的物理层来决定 IEEE 802 11 定义了三种 IFS 实际上有第四种 EIFS 但我们在此不对它作讨论 短帧间隔 SIFS PCF 帧间隔和 DCF 帧间隔 它们的长度依次从短变 长 最短的 SIFS 是在控制帧发送之前的时间间隔 它能保证控制帧拥有最 高的优先级发送 PIFS 是 PCF 方式下 AP 轮询帧发送之前的时间间隔 它保 证了 AP 比其他站点有更高的优先级 而 DIFS 是最长的 它是信道空闲的 一个判定标志 3 两次握手和退避过程 8 在 DCF 模式下 当一个站点发送前 它会首先侦听信道 如果信道忙 它就会推迟传输直到信道变得空闲 空闲之后达到 DIFS 时间后 站点开始 退避过程 back off procedure 站点根据退避算法选择一个退避时间 并设 置一个退避时间计数器 当信道是空闲的时候 计数器在每个时间片减 1 如果信道忙 那么计数器停止计数 当计数器减少到零 站点马上发送报文 当发送报文后 源站点会等待从目的站点返回的 ACK 响应 如果 ACK 在指 定时间内收到 那么就认为报文被成功接收 如果没有收到 ACK 报文 那 么源站点就会返回退避过程并随后尝试重传 4 退避算法 二进制指数退避 竞争窗口 CW 参数初始值为 CWmin 在每次发送 MPDU 失败之后 发送站点重传计数器会增加一 只要不大于最大重传计数值 竞争窗口就会 在序列中取下一个值 直到达到最大值 CWmax 一旦它达到 CWmax 它会 一直保持这个值除非它被重置 CW 值的序列是从 CWmin 到 CWmax 的一个 二进制指数增长的数列减一 5 带 RTS CTS 功能的 CSMA CA 协议 无线网络比较难以解决的一个问题是隐藏工作站问题 即发送站检测不到 另一个站也在发送数据 因而在接收站发生碰撞 工作站 B 在工作站 A 和 工作站 C 的信号传播范围之内 而工作站 C 在工作站 A 的信号传播范围之 外 当工作站 A 向工作站 B 发送数据时 而工作站 C 检测不到工作站 A 发出 的数据而认为信道空闲也发送数据 这时在接收站 B 就发生了碰撞 为了解决这个问题 IEEE 802 11 引入了 RTS CTS 机制 在此机制下每个 站在访问介质时在竞争窗口内随机选择一个时隙 选择时隙较早的站获得介 201312172001 高建康 通信与信息系统 9 质控制权 获得介质访问控制权的站并不是直接发送数据分组而是向接收站发 送 RTS 帧 Ready to send 接收站回复 CTS 帧 Clear to send 其他非 RTS 帧 目的站的站点接收到 RTS 帧之后读取其中的传输时间预留信息 也就是网络 分配矢量 NAV 并据此更新本地 NAV 收到 CTS 帧的非 CTS 帧目的站也 同样读取其中的网络分配矢量并更新本地 NAV 这样无论是位于发送站传 输范围的站还是位于接收站传输范围的站都能了解介质忙闲状况 解决了隐 藏工作站问题 R TS CTS 机制对于带宽效率的影响主要有以下几个方面 解决了隐藏工作点带来的冲突 提高了带宽利用率 利用短控制帧 RTS or CTS 的冲突代替长数据帧的冲突 提高了带宽的 利用率 增加的控制帧增加带宽开销 预留空间传输时间可能引起的不必要带宽开销 2 2 PCF 接入方式 PCF 是一种集中式的控制方法 在基础设施架构网络 infrastructure network 中 设置一个协调点采用轮询机制控制所有站点对信道的访问 它 保证了无冲突的服务 希望能更好的应用于实时语音和图像的传输 在 PCF 方式下 一个单独的接入点 AP 控制了信道 在 AP 中存在一个点协调机 制 当系统处于 PCF 方式时 AP 会给每个需要发送的站点安排合适的时间 片 保证了时延方面的要求 由于中心点协调机制的存在 PCF 一般能提供 更低的时延 并能够舍弃其他的冲突控制机制 一个站点要发送和接收数据 10 必须要得到 AP 的选择和允许 因为使用了更高级的优先接入 AP 总能发布 选择请求 Polling Request 给各个站点用以数据传输 但是 PCF 只能在有基础设施架构网络中使用 同时 AP 的故障会导致 整个网络的瘫痪 所以给网络的管理上增加了复杂度 应用目前远远没有 DCF 广泛 在本文中不对 PCF 方式进行更多的讨论和研究 2 3 二进制指数退避算法的不公平现象 一个合理设计的信道接入协议应该对共享信道的所有站点提供公平的接 入服务 或者说 尽量对绝大多数站点提供比较公平的服务 在 CSMA CA 协议中 为了避免周期性的重复碰撞 在一次碰撞过后 所有站点都会推迟 一个随机的时间后再次竞争信道 这个随机的时间称为退避时间 退避时间 直接决定了一个站点得到信道的可能性 退避时间越短 竞争到信道的可 能性越大 所以 一个不合理设计的退避算法就可能导致信道接入的不公平 性 在一次成功的发送之后 竞争窗口会立刻回到初始大小 所以 在下一 轮竞争中 这些刚刚成功发送了的站点会有更大的机会获得较短的退避时间 从而有更大的可能竞争到信道 这样 不公平现象就发生了 CW 是竞争窗 口的大小 在特定的物理层参数 CWmin 和 CWmax 之间取值 即 CWmin CW CWmax 竞争窗口 CW 参数初始值为 CWmin 并在每次 不成功的发送 MPDU 从而导致发送站点重传计数器增加之后 在序列 CW 2n 1 中取下一个值 直到达到最大值 CWmax 一旦它达到 CWmax 只要重传次数不大于最大重传次数 它会一直保持这个值除非它被 重置为 CWmin 也就是说 数据帧的发送过程 在各个状态中转换 回退 201312172001 高建康 通信与信息系统 11 状态越高 CW 值越大 因此 节点发送的可能性越小 当节点 A 有一帧要 发送 它就执行回退过程 再尝试发送 结果可能成功或者失败 如成功 下一帧就执行同样过程 如失败 则选择更高状态 再次尝试发送 其中 状态 K 值在 0 m 内选择 m 是最大回退状态 CW0 CWmin CWm CWmax 节点 A 在状态 K 时 发送了一帧后 如成功 则 CW 重新设置为 CWmin 如失败 而且重传次数小于最大重传次数 就选择 min k 1 m 作为 下一个状态 m 是最大回退状态 一旦 CW 达到 CWmax 只要 i 不大于最 大重传次数 16 它会一直保持这个值除非它被重置为 CWmin 可以看出 在对竞争窗口 CW 的调整上 BEB 算法在任何情况下都 采用了相同的处理方式 发送成功就返回到初始值 CWmin 发送失败就 加倍直到最大值为止 这种无视当前网络实际情况的算法会导致网络性能的 低下 当网络负载很小时 大的竞争窗口可能会导致信道不必要的空闲 相 反 当网络负载很大时 小的竞争窗口可能会导致更多的冲突和退避 在这 两种情况下 信道都没有得到充分有效的利用 2 4 两种工作方式的对比和局限性 DCF 机制作为 IEEE 802 11 无线局域网基本的访问机制 大多数商业产 品都支持这种机制 这种机制支持异步数据传输 在低负载环境下运行较好 而时间限制的服务 如 VOPI 电话 视频会议需要特定的带宽 延迟和抖动 DCF 机制也仅仅支持尽力而为的服务 没有基于数据流的区分和优先级的规 定 不适合实时业务 但无线网络中的一些关键技术 比如 RTS CTS 分段 重组等等一定程度上进行了性能的弥补 12 PCF 机制在 IEEE 802 11 无线局域网协议中是一种可选的机制 通过轮 询和应答机制提供无竞争的传输 在某种程度上这种方式类似于令牌网 控 制器控制着令牌 使得这一机制适合特定延迟 抖动要求的传输 PCF 中存 在一些问题 首先 中心轮询的方案是有疑问的 在同一 BSS 中两个无线站 点间所有的通信必须通过 AP 这样浪费了信道带宽 当这种流量增加 许 多信道资源被浪费 其次 CP 与 CFP 合作模式导致不可预知的信标延迟 另外 被轮询无线站点的传输时间是难控制的 因为传输的帧大小不固定 引入了变化的传输时间 并且被轮询站点的物理层速率根据变化的信道状况 而改变 针对己有的 IEEE 802 11 无线局域网 MAC 层机制的局限性 需要引入 具有 Qos 保证的 MAC 机制 IEEE 802 11 工作组就是为了保障无线局域网的 服务质量而设立 在已有的 DCF 机制上 再引入轮询机制 把两种机制的 优点进行结合 这是对已有的无线设备进行改进的趋势 3 RTS CTS DCF 协议性能分析 IEEE802 11 中定义了三种基本的访问机制 CSMA CA 以及一种解决隐 蔽终端问题的可选方法 最后是提供延迟受限服务的无竞争轮询方法 前两 种可以总结为分布式协调功能 DCF Distributed Coordination Function 第 三种方法称为点协调功能 PCF Point Coordination Function IEEE 802 11 MAC 层中最基本的机制是采用 CSMA CA 协议的 DCF 机制 DCF 机制的性能直接影响到无线局域网的网络性能 DCF 机制中有一些可以 选择的参数 用户可以针对不同的网络情况对之进行调整以提高性能 要正 确的调整这些参数 首先必须知道这些参数和 DCF 机制性能之间的关系 201312172001 高建康 通信与信息系统 13 为了便于从理论上得出这些参数和 DCF 机制性能之间的关系 采用了一种 基于竞争窗口的时间分析方法 有效分析了有限站点情况下网络的流量性能 3 1 RTS CTS DCF 机制原理 1 隐藏和暴露终端问题 在以太网中 站点依靠接收传输信息来执行 CSMA CD 的载波侦听功能 无线网络则不同 由于节点移动引起的信道衰落 噪声干扰以及多径效应等 因素影响 或者由于障碍物的存在 两个节点之间不能监听到对方 则这两 个节点就互为隐藏节点 如图 3 1 所示 站 A 站 B 站 D 站 A 正向站 B 发送数据包 站 D 也要向 B 发送 由于 D 站在 A 站发送信号的范围外 未 侦测到 A 也在向 B 发送数据 故 A 和 D 同时将数据包发送至 B 引起数据 包冲突 最终导致发送至 B 的信号都丢失了 这就是 隐藏终端 的问题 隐藏终端 多发生在大型单元中 一般在室外环境 这将带来效率损失 并且需要错误恢复机制 当需要传送大容量文件时 尤其需要杜绝 隐藏终 端 现象的发生 图 3 1 隐蔽终端问题 另外 A 在 B 的传输范围内 C 不在 B 的传输范围内 但是 C 可以侦听 到 B 的传输过程 当 B 向 A 发送信息的过程中 如果 C 有数据要向 D 发送 C 会因为监听到 B 正在发送信息 而认为信道忙 那么 C 不能向 D 发送 这就是 暴露终端 问题 14 图 3 2 暴露终端问题 为了解决隐藏与暴露终端问题 802 11 定义了两个控制包 RTS Request To Send 和 CTS Clear To Send 通过在源节点和目的节点之间进行 RTS CTS 交换的机制来避免用于存在隐藏节点而导致的丢包 这种机制是可 选的 但是每个 IEEE 802 11 网络中的结点都实现了这些功能 以保证可以 响应 RTS CTS 控制分组 2 RTS CTS 协议 RTS CTS 协议即请求发送 允许发送协议 相当于一种握手协议 主要 用来解决 隐藏终端 问题 在 802 11 参数配置中 若使用 RTS CTS 协议 同时设置传送上限字节数 一旦待传送的数据大于此上限值时 即启动 RTS CTS 握手协议 首先 A 向 B 发送 RTS 信号 表明 A 要向 B 发送若干 数据 B 收到 RTS 后 向所有基站发出 CTS 信号 表明已准备就绪 A 可 以发送 其余基站暂时 按兵不动 然后 A 向 B 发送数据 最后 B 接 收完数据后 即向所有基站广播 ACK 确认帧 这样 所有基站又重新可以 平等侦听 竞争信道了 图 3 3 显示了在源节点和目的节点之间进行 RTS CTS 控制帧交换的过程 如果源节点要发送一个单播数据包 DATA 那么它在侦听到信道空闲并等待 了 DIFS 再加上随机后退时间 后 源节点首先发送一个 RTS 控制帧 RTS 控制帧和其它数据帧的优先级是相同的 RTS 帧的头部 Duration 字段中 包含有完成数据传输过程所需的持续时间 这个持续时间指的是传输整个数 201312172001 高建康 通信与信息系统 15 据帧和其应答包所需要的所有时间 收到这个 RTS 的每个非目的节点都要根 据 Duration 字段来设置各自的 NAV Network Allocation Vector 这个 NAV 指定了每个接收到此 RTS 帧的非目的节点可以试图访问无线介质的最早开始 时间 也就是说在 NAV 这段时间内 这些非目的节点不会试图去占用信道 而是保持沉默 直到源节点与目的节点之完成数据的传输过程 如果目的节点收到 RTS 帧 在等待 SIFS 间隔后 它用一个 CTS Clear To Send 控制帧进行应答 CTS 帧的头部也包含 Duration 字段 所有接到 这个 CTS 的节点必须再次调整它们的 NAV 源节点接收到 CTS 后 经过一 个 SIFS 间隔把 DATA 送出去 目的节点在接收到 DATA 帧之后再等待一个 SIFS 间隔 返回一个 ACK 帧 这样传输过程就完成了 这时每个节点 NAV 表明介质空闲 就可以开始下一个传输周期了 这个过程也被成为 虚拟载 波侦听 在这个过程中 接收到 CTS 的节点和接收到 RTS 的节点可能不是同一 组节点 这样在发送方和接收方的接收范围内的所有节点都被通知 它们在 访问介质之前必须等待足够长的时间以等待数据帧传输过程的完成 也就是 说 这个机制通过为数据发送节点预留信道来避免碰撞的发生 从而提高传 输性能 在 DCF 功能中 各个移动节点必须在物理 虚拟两种载波监听结果都为 零时才能获得对无线介质的访问权 这就可以在很大程度上减少碰撞的机会 提高传输效率 同时这种短帧交换的方法可以在很大程度上避免由于隐藏节 点的存在造成的数据碰撞 尤其是在数据帧较长的时候 这种效果更为明显 RTS CTS 短帧交换方式是避免碰撞 提高网络系统性能的有效措施 尽管短 16 帧交换会带来一定的时间开销 图 3 3 RTS CTS 握手协议 RTS CTS 也可以部分的解决暴露站点问题 如果在 B 和 A 的 RTS CTS 交互中 C 只能听到 B 的 RTS 帧而未听到 A 的 CT 帧 C 可以分析原因 A 可能在 C 的覆盖范围之外 或者由于 RTS 帧碰撞而使 A 未发送 CTS 帧 或 者 C 在接收 CTS 的过程中又受到其它站点的干扰 在前两种情况中 C 的 发送动作都不会影响 A 的接收 对于第三种情况 C 应该采取保守的但是安 全的做法 不进行发送 当然 如果在 B 和 A 的 RTS CTS 交互过程中 C 因为正在接收别的站 点的数据而未能监听到 RTS CTS 帧 则 C 可能仍然存在隐藏或暴露问题 在使用 RTS 和 CTS 来避免隐藏终端和暴露终端问题的情况下 冲突只 可能发生在开始发送 RTS 的时候 两个或更多的站点可以在同一时刻开始发 送 RTS 或是其它数据分组 使用 RTS CTS 会导致不可忽略的额外开销 从而导致带宽的浪费和较 高的延迟 因此 RTS 阈值 threshold 可以决定什么时候使用另外的机制 基本上是在较大的帧长度 和什么时候不用这种机制 帧长较短 因为 如果数据帧的长度较小 比如小于 100 字节 使用 RTS CTS 反而可能降低 201312172001 高建康 通信与信息系统 17 网络的吞吐率 增加通信延迟 因此在 IEEE 802 11 中 RTS CTS 使用与否是 可选择的 由于无线环境的复杂性 RTS CTS 机制仍然不能完全保证数据帧的正确 接收 这里有无线信道本身的误码的原因 也有其它站点的干扰原因 那么 在帧长度相同的情况下 无线链路出现错帧的可能性比有线链路要高的多 在位出错率相同的情况下 帧长度较短的话 帧的出错率会降低 因此 IEEE802 11 提供了帧分段 Fragmentation 模式 如图 3 4 所示 但是 用户数据的分段机制对用户应该是透明的 图 3 4 IEEE802 11 的用户数据的分段模式 如图 3 4 所示 发送方首先发送一个 RTS 控制分组 这个 RTS 分组的 Duration Field 包括第一个分段和其应答包传输所需要的所有时间 其它站点 收到 RTS 设置 NAV 数据的接收方发送 CTS 其它站点再次调整 NAV 这些都与前面所讲的相同 分段模式的新的特点就是它在 frag1 中包括了另 外一个持续时间值 这个 Duration Field 包括第二个分段和其应答包的传输时 间 然后 frag1 的接收方在 SIFS 间隔后 直接用 ACK1 应答 这个 ACK1 预留了下一次传输所用的时间 如果 frag2 不是要传输的最后一个分段 它 应该为第三个连续的传输预留信道 如果是最后一个分段 接收方应答第二 18 个分段 但是不再预留信道 在 ACK2 后 所有的站点在等待 DIFS 间隔之 后 都可以再次竞争对介质的访问权 3 2 RTS CTS DCF 存在的问题 我们对无线网络的协议和无线网络中的业务流进行了分析 发现以下两个 问题会降低无线网络的性能 1 大量研究表明 采用 RTS CTS 接入方法能提高网络的吞吐率 降低 冲突所浪费的时间 尤其是当网络中移动节点数比较多的时候 RTS CTS 的 优势会更明显 但是 RTS CTS 方法在无线局域网中使用时 会导致带宽的浪 费 降低网络的吞吐率 当源节点向目的节点发数据包时 根据前面所描述的 RTS CTS 方法 首 先要发送 RTS 控制包来预留信道 如果目的节点收到 RTS 就会返回一个 CTS 然后再传送数据 在多跳的环境下 目的节点返回 CTS 是非常必要的 因为其他节点有的只能听到目的节点 但是听不到源节点 如果目的节点不 发送 CTS 这些节点就不知道源节点正在向目的节点发送数据 这时它们有 可能发送数据 这样目的节点就会听到冲突 从而导致数据包的重传 这就 是隐藏终端问题 所以在多跳的场景下就必须用 RTS CTS 来预留信道 只有在源节点发送 了 RTS 和目的节点也返回了 CTS 的情况下 信道才被成功的预留下来 在 无线局域网中 由于所有的移动节点必须和 AP 进行通信 所以每个移动节 点都在 AP 的通信范围内 而某个移动节点并不一定能听到所有的其他移动 节点 因此当移动节点向 AP 发送数据时 有可能存在隐藏终端问题 所以 在无线局域网中用 RTS CTS 接入方式还是非常有必要的 但是当 AP 向某个 201312172001 高建康 通信与信息系统 19 移动节点发数据包时 不存在隐藏终端问题 只需 AP 发送 RTS 就可以成 功的把信道预留下来 移动节点再返回 CTS 是对无线带宽的一种浪费 这将 降低无线局域网的吞吐率 2 现在网上常用的服务是基于 TCP 协议 如 FTP HTTP 等 我们对无 线局域网的业务进行测量 发现主要的业务流都是下行的 也就是说是大部 分业务流都是由于移动节点从位于有线网中的服务器下载所产生的 在无线 节点用 TCP 协议下载数据的时候 根据 TCP 协议 服务器向无线节点发送 数据包的同时 无线节点的 TCP 层必须发送 ACK 反馈接收信息 TCP 层的 ACK 一般只有几十字节 标准的 ACK 为 40 字节 根据网络的分层思想 TCP 层的 ACK 相对于底层来说就是数据 所以无线节点的介质访问子层就 必须把每一个 TCP 层 ACK 封装成单独的小数据帧 frame 然后发送出去 分析中可以看出 数据帧越小 信道利用率就越低 网络的性能就会越 差 所以无线节点在发送 TCP 层 ACK 的时候会降低无线网络的信道利用率 和吞吐率 3 3 RTS CTS DCF 的改进算法思想 基于前面的分析结果对现有的 DCF 协议进行了改进 有两个主要的目 标 一是要使无线节点尽可能少的单独的发送小的数据包 如 TCP 层的 ACK Negative ACK Selective ACK 等 二是要使无线节点发送尽量少的 发送控制包 CTS 当 TCP 层有数据包要发送时 TCP 会把这个数据包传给 IP 层 然后 IP 层把它放到 IP 层和链路层的接口队列里 链路层检查接口队列来判断需不需 要竞争信道 发包的时候从接口队列里取包就可以了 我们改进的 DCF 协议 20 如下 当 AP 有数据要发给某个无线节点时 和标准 DCF 协议一样 AP 首先 要竞争信道 然后发送 RTS 控制包 但是当接收节点收到 RTS 后 并不是简 单的像标准 DCF 协议定义那样发送一个 CTS 而是检查上层接口队列里是 不是有小数据包 如果没有 则简单的发送 CTS 这时的操作和标准 DCF 是一样的 如果有 则发送该小数据包给 AP 而不发