无线局域网论文全文

无线局域网 802.11数据链路层的功能研究第一章无线局域网概述在精彩的数据通信世界， 无线局域网来了。 无线局域网曾被认为是一项不实用的技术，因为其组网费用昂贵，且受其数据传送能力的限制。而现在，无线局 域网正影响着人们生活的方方面面。您如果去旅游， 可以方便地在机场或酒店大厅等公共场合中通过配备的接入点上网冲浪，收发电子邮件， 还可以使用笔记本电脑或配有一个兼容的无线局域网适配器的个人数字助理（ pda ）进行其他活动。您如果登记入住一个酒店， 观赏一场体育赛事或注册大学的一门课程，也有可能会看到有人通过具有无线局域网性能的计算机连接本地有线局域网接入点，从服务器和大型机获得数据。无线局域网（ wlan ，wireless local area network）可定义为，使用射频（ rf， radiofrequency ）微波（ microwave ）或红外线（ infrared ）,在一个有限地域范围内互连设备的通信系统。一个无线局域网可作为有线局域网的扩展来 使用，也可以独立作为有线局域网的替代设施。因此， 无线局域网提供了很强的组网灵活性。与有线局域网通过铜线或光纤等导体传输不同的是，无线局域网使用电磁频谱来传递信息。与无线广播和电视类似，无线局域网使用频道（airwave ）发送信息。其传输可以使用无线微波或红外线实现。一般应工作在ism 频段。1.1 无线局域网的优点和局限性1.1.1 优点无线局域网有下列优点： 首先， 无线局域网使用简易， 能灵活地满足组网的要求；其次，减少了传统布线的需要， 使其构建不需布线或者不会太昂贵，因此，精品资料除非运营商对接入因特网收费高的离奇，无线局域网能够降低运营商和用户双方 的运营成本；第三，无线局域网明显提供了可移动性，能够添加、移动、修改设 施。另一个优点是可伸缩性， 在适当的位置放置或添加接入点和扩展点，就有可能满足扩展组网的需要。1.1.2 局限性在某些领域中使用无线局域网收、数据会表现出其局限性。 下面列出了使用无线局域网的五大局限性：传输范围吞吐量干 扰 成本移动平台的电池寿命无线局域网设备的低功率和高频率限制了其传输范围。传统的有线局域网通过使用光纤中继器可以达到数公里的传输范围，而无线设备的传输范围却只有几百米。到新世纪初， 无线局域网的最大传输速率是 2mb/s 。引入支持 ieee802.11b 标准的设备将吞吐量提高到了 11mb/s, 一旦符合 ieee802.11a 标准的设备投放市场，吞吐量可能达到 54mb/s 。与有线局域网的运行速率相比，旧的无线局域网技术似乎是一个瓶颈，而更重要的是考虑一个接入点所争用的节点数，而不是单一的吞吐量。 比如， 架设用802.11blan和一个快速以太网做比较。 假定计划将一个无线局域网通过一个单独的接入点连入到一个100baset网段，以便为5 个节点服务，在假设快速以太网中有 80 个节点。将无线局域网与有线局域网相比较，可以将运行速率除以节点个数，得出每 种类型局域网的每个节点的数据率。对于有线局域网，100mb/s/80得出平均速率为每节点1.25mb/s 。而无线局域网中注意到尽管通过接入点连接到以100mb/s速率运行的有线局域网，但是802.11b局域网的接入点时被限制在只支持 11mb/s 的数据率内。因此，每节点的平均数据率为0.733mb/s 。多径传播引起的干扰会限制吞吐量，电磁干扰也会影响传输。因此，适当的站点检测能把许多问题在尚未发生时就解决掉。几年前，无线局域网适配卡和接入部件还相对昂贵。尽管这些产品的成本都已经因为大规模的生产有所下降，但其价格还是比10mb/s 网卡贵许多倍。无线局域网的一个主要局限性就是移动平台的电池寿命。当无线局域网被用来在难以布线构建lan 的地方提供通信时，那个地方很有可能缺少电源插座。类似地，使用 pda 在商店里边移动边检查库存， 电源插座的存在就没有意义了， 因为为设备的电池充电需要时间。因此， 在很多场合下， 移动平台的电池寿命势必系考虑的一个不小的局限性。1.2 网络应用在医院里记录和提交有关病人的信息 在大学校园了对特定活动进行技术支持控制批发和零售的库存通过宾馆、机场和公用楼群里的接口接入因特网通过简短通知来配置组织ad-hoc 短期培训中心不用添加、移动和修改设施的动态网络环境对商贸展览运作进行技术支持第二章ieee802.11mac层功能介绍本章主要介绍数据链路层功能及其实现过程， 以及其分层结构， 说明数据传输的握手过程， 数据交换过程等等问题。 在说明问题之前， 有必要介绍一些专业术语以及 mac 层的基本概念性知识。2.1 术语和概念介绍2.1.1 dcfdcf 是 ieee802.11mac帧的最基本的访问方法， 在所有 sta 中被贯彻执行，用于 ibss 及构造网络中。对于一 sta 帧的传送， 首先侦听介质是否有另一个sta 正传送数据， 如果介质空闲，则传送可以进行，正在传送的sta 必须保证试图传送前的一定的时间内介质是空闲的。如果介质忙，则该sta 应延迟发送，直到当前传送结束。可见 dcf 方式下， sta 使用 csma/ca和在介质忙时使用一随机延迟的方法允许在两个兼容的物理层间自动共享介质，另外所有正确的传输均以一个 ack 帧进行确认，如果发送者没有受到ack 帧，则要将该帧进行重传。当多个工作站同时访问一个介质时冲突最可能发生，而 csma/ca减少了冲突发生的可能性。介质由忙变闲的瞬间(这可由载波侦听机制提供)是冲突发生率最高的时候，这是因为多个sta 可能都一直在等着介质重新变为空闲。这种情况下需要一随机的后延程序以解决介质的竞争冲突问题。实际的载波侦听机制是通过发布一预定信号预定介质来实现的。发布预定信息的途径之一是在实际的数据传输之前交换rts 和 cts 信息帧。 rts 和 cts帧中包含了时间和地址信息， 定义了一个时间片即介质传送实际的数据帧和返回ack信息帧将占用的时间。在接收性能范围变化之内，所有的工作站，包括发 送站（发送 rts ）、接收站（发送 cts ）都将收到介质被预定的信号。于是即使工作站不能接收源工作站的信息，它仍然知道将有人要使用介质传送数据。发送预定信息的另一途径是在正确传送的帧中包含时间/地址信息， 给出介质被占用的时间，或者在传送的结束立即送一ack 信息帧或万一有分段发生， 在该确认帧后附下一分段分帧。rts/cts机制的另一好处发生在当多个业务集同时占用一个信道时。介质预定机制在 bsa 的界限范围内起作用。 rts/cts机制也可以在一种典型环境下提高操作性能，在此环境下，所有的工作站均能接收来自ap 的信息，却都不能接收来自同一个bsa 中的其他工作站的信息。rts/cts机制不能在广播和存在多个接收者的情况下应用。因为这样存在多个接收地址， 对于一个 rts 信号来说， 这意味着可能多个并存的cts 信号作为回答。而实际上，并非每一个数据帧的传送都需要交换rts/cts ，这是因为附加的 rts/cts交换增加了数据在空中传输的低效率。所以该机制并不总是正确的，特别是对较短的帧。rts/cts 在摩尔司码阈值属性的控制下运行， 该属性可以在每一个基本的工作站被设置， 工作站可能被设置为或者总是用、 从不用、或者仅仅当帧的长度大于一特定值使用 rts/cts 交换机值。没有被设置为开始时实施rts/cts机制的工作站仍将更新其在接收的rts或 cts帧中包含的时间信息的载波帧听机制，并总是对一有地址信息的rts 信号回答一 cts 帧。该协议允许工作站支持不同的数码率的设置。在一个基本数码率变化范围 内，工作站接受所有的数码率设置，并能在一个或多个基本数码率设置下传送数据。为支持适当的rts/cts操作和实际的载波帧听机制，所有的工作站必须都能检测到 rts/cts信号。因此， rts/cts信号必须在一基本的数码率设置的速率下传送。2.1.2 pcf除了上述分布式协调功能以外， 还存在其它的基于不同优先级的集中式接入模式。这种模式即为点协调功能模式，这种模式可以允许在无竞争环境中高优先级站能接入到介质中去。 在这种模式中， 通常控制核心部分都把控制权授予给一个集中式的协调器， 一般这个协调器就是接入点本身。因此接入点很多时候又被称为点协调器（ pc）。pcf的工作原理是它本身会询问所有的站是否具有无竞争业务流量， 如果有， 那么 pc 就会把这些业务流量收集起来并把这些流量传到要求的目的战中。pcf 运用了带有优先级的实际的载波侦听机制，pc 分发带有指示管理信息的帧，通过设定 sta 中的 nav（网络分配矢量） 来获得对介质的控制权。 另外， 所有 pcf 下传送的帧用了一个比在dcf 方式下传送帧的帧间间隔要小的帧间间隔，这意味着当多个sta 同时访问同一个信道时，pcf 可以对访问介质有较高的优先级。另外，在无线局域网中， 还允许 dcf 和 pcf 的共存，dcf 作为 pcf 的基础而存在。2.1.3 csma/cacsma/ca是无线局域网中最基本的介质访问方式，再次提供了两种csma/ca方式。一种由物理层提供，即实际的载波侦听机制。另一种由mac层提供，称为虚拟的载波侦听机制。csma/cd被用于很多基于ir 的局域网，其发射和接收都是定向的。在这种情况下，发送器总是用自己发射的信号与从其它终端接收到的信号比较来检测 冲突。无线电波传播不是定向的， 这使得在自己发射期间确定其它终端的发射有困难。因此， 冲突检测机制不适合无线局域网。然而兼容性对无线局域网非常重要，因此网络的设计人员不得不考虑csma/cd与以太网骨干局域网的兼容性， 后者在有线局域网领域占主导地位。尽管在有线局域网里实现冲突检测很容易，只需要检测电平再和某一阈值电平比较，但在无线信道中由于衰落和其他无线信道的特性无法采用这种简单的技术。一个可以被用来检测冲突的简单办法是让发射站首先对信道的信号进行解调，解调之后将所得信息与自己发射信息相比较，如果二者不一致则认为是冲突发生了， 则立即中止发射分组。 然而在无线环境里， 发送器自己的信号在所有附近接收信号中占优势， 因此接收器可能无法分辨冲突，只检测到自己的信号。 为了避免这种情况发生， 发射站的发射天线模式应该与其接收模式有所不同，但是在无线终端设置这样的模式并不方便，因此这需要定向天线， 并且发送器和接收器都需要昂贵的前端放大器。在 csma/ca中使用了两个特殊的帧，他们分别是rts( 发送请求帧 )和cts( 清除发送帧 )。2.1.4 navnav 就是网络分配矢量。2.1.5 mac 信息管理库（ mac mib ）mac 层的信息管理库是由一系列表格形式的属性值按照一定的规则组织起来的，这样就能对同属于一个mac 层中的不同事件起到协调作用。mac 层的信息管理库又包括了两套属性：站管理属性组和mac属性组。一下重点介绍mac 属性组的一些属性。dotllmacaddress: 该属性值表示 mac 的唯一单独地址值。该属性值属于mac 层私有，并且 mac 层也通过这个地址才能完成接收不同的帧，并把这些帧传递到更上层协议层进行处理。dotllrtsthreshold: 该属性控制在传递数据帧和管理帧前传递 rts 控制帧。具体的属性值定义了传递 rts 所需最短帧的长度。该属性的缺省值为 2347 字节。dotllshortretrylimit:该 属 性 定 义 了 可 以 传 递 一 个 长 度 小 于dotllrtsthreshold阈值的帧的次数阈值。超过这个阈值，这个帧就会被丢弃而 且会向上层激发一个故障事件的产生。dotlllongretrylimit:该属性定义了一个可以传递一个长度大于或者等于dotllrtsthreshold阈值的帧的次数。超过这个阈值，这个帧就会被丢弃而且会 向上层激发一个故障事件的产生。该阈值的缺省值为4，并且这个却省值可以由本地或者外部管理器进行修改。dotllfragmentationthreshold:该属性定义了物理层所能接受的帧的最长长度。超过了这个最长长度的帧都将被进行分段。dotlltrahsmittedfragmentcount:该计数器记录成功传递了多少个帧片段。 一个不需要经过分段处理就被传递了的msdu 也算作一个帧片段并增加一次这个计数器的值。一次成功的传递被定义为向特定地址发送的已经接收到其ack 信号的数据帧，或者其它向组播地址发送的数据或管理帧。dotllmulticasttransmittedframecount:该计数器仅仅记录传送了多少个组播帧。只要传递一个组播帧，那么计数器就增加一。dotllretrycount: 该计数器记录那些在完成成功传输过程中至少经过了一次重传的帧数。dotllmultipleretrycount:记录那些在完成成功传输过程中至少经过了两次重传的帧数。2.1.6 帧间间隔 (ifs)两帧之间的时间间隔，对给定的间隔，工作站通过载波帧听判断介质的忙闲状态。定义了四种不同的ifs 以提供对无线介质的优先级别访问。不同的 ifs 有其独立的工作站比特率。ifs 定时被定义为介质上的时间间隙，视每个物理层而不同。sifs被用于 ack 、cts 、有分段时的下一分帧或在点协调方式下作为对任一询问的回答，在轮询控制时也可用于任意的帧。sifs 时从前一帧最后一个符号的结束到接下来一帧开头低一个字符的开始所对应的时间，可被用于一系列帧交换的过程中。 当工作站已占用介质需保持一段时间以执行一系列的帧交换时，利用这一最短的时间间隔传送一系列帧交换可以阻止那些需等待介质空闲较长时间间隔的工作站争用介质，于是这一系列的帧交换的进行就取得了优先权。pifs仅仅被用于 pcf 方式下。在一 cfp 开始时取得介质访问的优先权。difs用于分布协调方式下。工作站传送mpdu 和 mmpdu ，在正确接收一帧并后延时间期满，如果载波侦听判断介质在difs 期间空闲，使用分布协调的工作站将被允许传送数据。如果传送中有错误， 那么即使判断出介质空闲后， 一个在分布协调方式下的工作站也不能传输数据。 工作站可能接收一个“错误 空闲”帧后传送，是工作站重新同步。 折旧允许工作站使用difs ，可见 difs 在上述“错误空闲”帧之后。eifs扩展的 ifs ，用于分布协调方式下。此时物理层指示mac ：一帧的传送开始后，没有正确的接收。物理层不用实际的载波侦听机制检测出错误的帧后判断介质空闲，随后eifs 延迟开始。在一个工作站开始传送以前，eifs 为另一个工作站提供足够的时间以回答该工作站，什么是不正确接收的帧。根据实际的介质忙闲状态，在eifs 期间，由于收到一“错误空闲”帧而使工作站重新获得同步。 所以 eifs 被终止， 正常的介质访问在收到“错误空闲”帧后继续执行2.1.7 帧的分段和重组所谓真的分段， 就是将一个 mac 服务数据单元 msdu 或一个 mac 控制协议数据单元 mmpdu 分割为较小的 mac 级别的帧即 mac 协议数据单元 mpdu 。分段处理产生的比原先的msdu 及 mmpdu长度更短的 mpdu 增加了可靠性， 这种方法是通过在某些信道对一些较长帧有些特殊的限制其接受可靠性时增加了 msdu 及 mmpdu成功传输的可能性，该处理对于一个立即发射机是比较可靠的。将多个mpdu 重组为单个的msdu 或 mmpdu的处理过程称为重组， 这一过程相应地对一个立即接收机非常方便。该过程只对单一接收地址的帧进行分段，而在广播或组播时不进行分段。当从 llc 层接收的 msdu 或从 mlme 接收的 mmpdu 的长度大于 2.1.5 中的 dotllfragmentationthreshold 分段阈值时， msdu 或 mmpdu 就将被分段成为 mpdu 。每一个分段帧的长度均不大于上述分段阈值，当然小于该阈值也是可能的。分段的示意图如下：2.2 mac分层结构mac 层分为 mac 子层和 mac 管理子层。前者主要负责访问机制的实现和分组的拆分和重组。其管理子层主要负责ess 漫游管理、电源管理，还有登记过程中的关联、去关联以及要求重新关联等等过程的管理。802.11物理层分为三个子层： plcp （物理层会聚协议） 、pmd （物理介质相关协议）和物理层管理子层。plcp 子层主要进行载波侦听的分析和针对不同的物理层形成相应格式的分组。 pmd 子层用于识别相关介质传输的信号所使用的调制和编码技术。物理层管理子层为不同的物理层进行信道选择和调谐。除此之外 ieee802.11还定义了一个站管理子层，它的主要任务是协调物理层和mac 层之间的交互作用。2.2.1 mac 子层mac 层支持三种主要的帧类型站点间传输信息所用的数据帧、控制访问介质所用的控制帧以及管理帧。管理帧用于站点第二层间交换管理信息，而不会将管理信息送往协议栈的高层。2.2.1.1 帧格式802.11 的帧格式是可变长的。 图 2.2 说明了站点间发送信息所用的mac 数据帧格式。在后面的介绍中将会发现，该帧的某些域也在其他类型的帧中使用。图 2.2帧正文（ body ）域的最大长度可达2312byte ，如上图所示。然而，因为无线链路的误码率比有线lan 误码率高得多，随着帧长度增加，帧信息受破坏的概率也高。因此一个无线局域网比一个有线局域网的情况就糟糕多了。为弥补这种情况，无线局域网在mac 层支持一种简单的分段重组机制。a，控制域16bit 的帧控制域包含11 个子域。其中有8 个 1bit 域，通过设置，可指定一个特性或功能。以下将介绍控制域中的每个子域。a、协议版本子域2 bit 的协议版本子域提供了一种标识802.11 标准版本的机制。该标准的最初版本中，协议版本子域值设为零。b、类型和子类型子域类型和子类型子域提供6bit 来标识一个帧。类型子域能识别4 种类型的帧， 但目前仅定义了 3 种。4bit 的子类型子域标识了类型分类中的一种特定类型的帧。c、到分布系统子域该子域为 1bit 。当帧寻址到一个接入点以便转发到分布系统时，该子域置 ”1”。否则该子域置“0。”d、来自分布系统子域该子域也是 1bit 。当帧是收自分布系统时，该子域置“ 1”，否则该子域置“0”。 e、多段子域该子域为 1bit 。当在当前段之后还有更多的段时，这个域的值就设为“1”。这个域使发送端注意一个帧是一个段，并且允许接受端将一系列段重装成一个帧。f、重试子域当这个 1bit 域被置“1”，表示这个帧是一个先前传送过的重传段。接收站点用这个域来识别当确认帧丢失时可能发生的重传。g、电源管理子域ieee802.11站点可选择两种电源模式（即节能模式或活动模式）之一。当发送时一个站点是活动模式时，一个帧能将其电源状态从活动改为节能模式。通过使用电源管理比特，一个站点可标识其电源状态。接入点使用该信息，不断维护工作在节能模式的站点记录。接入点将缓存发往其他站点的分组，直到那些站点通过发送轮询请求来专门请求分组，或是改变其电源状态。通过使用信标帧可获得另一种将缓存帧发送给一个运行于节能模式站点的 技术。接入点周期性地发送信息， 这些信息是关于运行于节能模式的站点有接入点所缓存的帧， 作为信标帧的一部分。 每个这样的站点接受信标帧后被唤醒，注意到有帧存储在接入点中等待转发。然后这些站点就保持在活动电源状态，并且给接入点发送一个轮询请求信息以索取那些帧。h、多数据子域这个子域指示在当前帧后带有更多帧。 这个 1bit 子域由接入点设置， 指示有更多的帧缓存在一个特定站点中。 记住当一个目的站点运行在节能模式时， 将在接入点中产生缓存。 目的站点可利用此信息来决定它是否要继续轮询， 或者这个站点是否要将电源管理模式转变为活动模式。i、有线等效保密子域ieee802.11委员会提出通过附加授权认证和加密保证安全性，统称为有线等效保密（ wep,wired epuivalent privacy）。wep 子域的设置指示了帧的正文按 wep 算法加密。j、顺序子域控制域的最后一个子域是1bit 的顺序子域。该比特1 指示帧使用严格顺序服务等级进行发送。该子域的使用是适应declat 协议的， declat 协议不允许单播和多播帧间顺序的变化。因此，对于大多数无线应用是不使用该子域。以上是对控制域内的子域做了详细介绍，下面继续讨论mac 数据帧。b 持续时间 /标志符域这个域的含义与帧类型有关。 在一个节能轮询消息中， 该域指示了站点标志符（ id）。在其他类型帧中，该域指出持续时间值，它表示发送一帧所需的时间 间隔，单位是微秒。c 地址域一个帧可以包含多达4 个地址，这与控制域中tods 和 fromds比特设置有关。地址域被标识为地址1 到地址 4。基于控制域中的 tods 和 fromds 比特设置，地址域的应用情况见表2.2 。注意表 2.2 中地址 1 总是指接受端地址，这个地址可以是目的地址 da、基本服务集 id(bssid) 或是接收地址 ra。如果 tods 比特置“1”， 那么地址 1 中含接入点地址；如果 tods 比特置“0，”那么地址 1 中是站点地址。所有站点按地址 1域中的值进行过滤。表 2.2基于控制域中的tods 和 fromds 比特设置的 mac 地址域值todsfrom ds地址 1地址 2地址 3地址 400dasabssidn/a01dabssidsan/a10bssidsadan/a11ratadasa地址 2 总是用于标志发送分组的站点。如果 from ds 比特置“1，”那么地址 2 中是接入点地址；否则代表站点地址。地址 3 域也与 tods 和 fromds 比特设置有关。当 fromds 比特设置为“1”，地址 3 中就是原来的源地址。如果 tods比特置“1”， 则地址 3 中就是 da 。地址 4 用于特定情况， 即使用了无线分布系统， 并且一个帧从一个接入点正发往另一个接入点。 在这种情况下， tods 和 fromds 比特设置都被置位。 因此， 原来的 da 和 sa 都不可用了，地址4 就仅限于标识有线ds 帧的源地址。d 序列控制域2byte 的序列控制域用作表示所属帧的不同段顺序的机制。 序列控制域中包含两个子域：段号和序列号。这些子域用于定义帧和所属帧的各段的段号。e 帧正文域帧正文域用于在站点间传送实际信息，这个域是可变长的，最长可达2312字节。f crc 域mac 数据帧中最后一个域是ctc域，这个帧长4 字节，包含32 比特的crc 。2.2.1.2 数据传送前的握手过程如前所述， ieee802.11mac 采用了一个基本的介质访问协议即带有冲突避免的载波侦听多路访问机制（ csma/ca ）。所用的 csma/ca 协议要求一个有信息要发送的站点首先要对传输介质进行侦听，即发前侦听。 如果介质忙， 该站点就延迟发送。 如果接着在某一特定的时间内是可用的，称之为分布的帧间间隔difs ，则该站点可以发送数据。因为其他的站点可能几乎同时发送信息，接收站点就必须检验接收分组，并且发送一个确认消息 ack 通知发送站点没有发生冲突。若发送站点没收到确认信息， 他将进行重发， 直到它收到一个确认消息或者其重发次数达到一定的极限。csma/ca机制使介质访问中的冲突最小化。因为有可能会出现两个站点同 时侦听信道， 并发现介质空闲随后发送信息，或是两个站点没有互相侦听，就发送信息的情况，这时冲突就会发生。为减小冲突的可能性，ieee802.11标准所用的 csma/ca派生出一种称为虚拟载波侦听vcs 的技术。在 vcs 中，要求发送信息的站点先发送一个请求发送帧rts 的分组。这个分组是一个相当短的控制包，它包含了da 和 sa，以及随后的发送持续时间。这个持续时间是根据数据分组的传输和接收端分组确认的时间来规定的。接收端发出清除发送cts 分组作为响应。 cts 分组指示了与 rts 分组中相同的持续时间信息。收到 rts 或 cts 控制分组， 或是收到两种分组的每个站点，将其 vcs 指示器设成传输持续时间。在ieee802.11中，该指示器即为所谓的网络分配矢量nav ，其用作一种通知介质上所有其它站点后退或延迟其传送的机制。如果在以预定的时间内未收到cts ，则发送站点就认为是发生了冲突，并且重新开始这个过程，发送另一个 rts 分组。一旦收到 cts 帧，就发送数据帧， 接收端回送一个 ack 分组以确认一次成功的数据传输。使用 rts 和 cts 控制分组减少了在接收端发生冲突的可能性，这种冲突来自发送端“隐藏”的站点。所谓“隐藏节点”指一个服务集的站点，它不能检测到另一个站点的传送数据，因而不能判断出介质忙。现以图解的方式归纳使用rts和 cts 控制分组以及它们与数据流和nav之间的关系，如图2.5 所示：为了更形象地说明问题，现举一个有五个工作站竞争信道的例子如下：有 a、b、c、d、e 五个展位了发送自己的数据帧参与竞争信道。此时a 站有一个帧在空中发射，bcd站侦听信道并且发现信道正忙，于是他们各自允 许随机数发生器来随机产生一个后退时间。c 站在 d 和 b 站之后得到一个最小的数。所有三个终端继续侦听信道并且推迟各自的发射，直到a终端的发射完成。完成后三个终端等候ifs 周期，一旦此周期结束他们立即开始计数。第一个完成计数的终端，在本例中是c 站，在等待时间计数完成后开始其帧发射。其余两个终端 b 和 d，将各自计数器停止在c 站开始发射时的计数值。在c 站发射的过程中， e 站开始侦听信道，运行自己的随机数发生器，在本例中得到一个 比 d 站剩余计数大但是比b 站剩余计数小的随机计数值，因此在c 站传输完毕之后推迟自己的发射。 按照和先前一样的方式， 所有的终端要等待ifs 周期，然后开始计数。 d 站最早完成自己的随机等候时间，开始发射自己的分组。同时b 和 e 暂停自己的计数器，等待d 站完成帧传输以及之后的ifs 周期，然后他们再次启动计数，由于e 站的计数器首先计数到零，于是e 站开始发射数据， b 站暂停计数。在e 站完成帧传输以及ifs 周期后， b 站的计数器一直计数到零并且开始发射帧数据， 这样的后退策罗比起ieee802.3标准中的指数后退方案， 其优势在于无需冲突检测程序，并且等候时间也是公平分布的，平均来说执行了先来先服务的原则。具体过程图解如下：2.2.1.3 分段传输过程中的rts/cts用法rts/cts帧定义了以下帧和ack 帧持续的时间。时间 /标识域（在数据帧和 ack 帧中）详细指明了下一分段和ack 的时间。每一帧包括了定义下一次传输持续时间的信息， 该信息帧从用来更新nav 值时介质忙的 rts 帧开始直到ack0 的结束，从用来更新nav 值时介质忙的 cts 帧开始直到 ack0 的结束。分段 0 和 ack0 中都包括时间信息以更新nav 值时介质忙直至ack1 的结束， 这些均通过运用时间 /地址域（数据帧和ack ）振中来实现。到最后一分段中， 时间信息变为一个ack 时间加一个 sifs时间且在其 ack 帧中将其时间 /标识域设为零。 每一分段和 ack 均像 rts 和 cts ；因此， 在以 rts/cts开始一系列帧交换后， 尽管分段的长度可能大于dot11rts阈值，仍不再在分段的传送之间用 rts 和 cts 帧。在运用跳频技术的物理层的工作站中，当在下一时间边界前没有充足的时间传送随后的分段时，发动帧交换序列的工作站就在时间边界前 将时间 /标识域的值在最后一个数据帧或管理帧中设为一ack时间加上一个sifs 时间。万一 ack 被送出而源工作站没收到， 接收分段或 ack 帧的工作站就把信道对下一帧交换标记为忙，因为nav 从这些帧的信息中一直被更新，这是最坏的情况，见下图。如目标工作站没送出ack 则仅能听到目标工作站的工作站不更新其 nav 且可能试图访问信道当他们的从收到的前一帧的信息中被更新的nav 达到 0 时，所有能听到源工作站的工作站在其nav 期满时都将自由地访问信道。在分段突发期间，源工作站仅仅在下列情况下才在sifs 后传送：工作站已经收到一需要ack 的分段。源工作站已经收到对前一分段的ack，又有多个分段要传，在下一个居留时间边界之前，有足够的时间发送下一分段且能收到其确认信号。另外还应遵守下列规则：当工作站已传完一帧， 除了开始的或中间的分段， 工作站不会在此信道中在不执行后延程序的情况下在紧跟着传输一ack 帧。 msdu成功传输或所有重传尝试都结束，而且该工作站还有一随后的msdu 待传时，工作站将执行补偿程序。仅仅没被确认的分段要重传。2.2.1.4 广播和组播pcf 方式下，当一广播或多接收地址的mpdu 被传送时，仅仅需要一基本的介质访问程序，而不考虑帧的长度，也不用rts/cts帧交换。另外，也不用ack 帧的传送。任何工作站要传送广播和多接收地址的mpdu 时，除了要确认基本的 csma/ca介质访问程序以外，还要服从rts/cts帧交换的规则，因为该 mpdu 时直接到达 ap 的。广播信息将被分发到bss 内，原来的工作站也将收到。因此，所有的工作站将过滤出包含他们自己地址的广播信息作为源地址。 广播和多接收地址的mpdu 将在一个 ess 内被散播。在广播和多接收地址的mpdu帧中无 mac层恢复功能，于是比起直接传送的可靠性，这样的传输的可靠性就降低了，因为在延迟、碰撞等情况下，帧丢 失的可能性增大了。2.2.1.5 恢复处理本节主要讲述对错误帧地恢复程序、 重传过程及其极限和对重复帧的处理过程。a、恢复程序和重传极限导致错误发生而需要恢复的环境很多，例如，rts 被传送后，可能 cts 没被返回，这有可能是因为与其他的传输发生了冲突，也可能因为信道中的干扰，或者因为收到 rts 的 sta 正处于载波侦听状态（指示介质忙） 。对于一发起帧交换且被证明错误的工作站，错误恢复可以通过重传来进行。对于每个失败的帧交换序列， 重传继续直到成功或者直到达到一个适当的重试极限。对于每个期待传送的msdu 或 mmpdu工作站都包含一个短的和长的重试计数器，这些计数器在增加或者重设时是互相独立的。一 rts 帧被传送后，工作站将执行cts （9.2.5.7 ）。如果 rts 传输失败， 则短重试计数器和长重试计数器增加，该过程继续直到尝试重传的次数达到dot11 短重试极限。传送一需要确认的帧后，工作站执行ack程序（ 9.2.8 ）。对于 msdu或mmpdu来说，每一次传送的 mac 帧（长度小于或等于dot11rts 阈值）失败， 短重试计数器增加， 成功的话， 计数器被重置。 而长度大于 dot11rts阈值的帧传送失败， 长重试计数器增加， 成功传输则长重试计数器被重置。直到长重试计数器或短重试计数器达到各自的重试极限，对失败传输的重传将继续。 一旦达到极限，重传停止，该msdu 或 mmpdu 被丢弃。在省电模式下的工作站， 通过传送一轮询帧作为对来自ap 数据的回答已开始一帧交换序列。万一既没有ack 帧也没有数据帧从ap 传过来，工作站将在适宜的时刻通过发送另一个轮询帧来重试该帧交换序列。如果 ap 发一数据帧作为对轮询的回答，但又没收到ack 确认帧，则从同一个工作站发出的下一个轮询帧会引起 ap 中最后一个 msdu 的重传，该完全一样的帧将被滤波器过滤。如果 ap 送一 ack 作为回答，那么相应地，因为数据在一系列的帧交换中已被传送，对于一携带错误恢复的数据帧的责任就转移到了ap 上。ap 就试图传送一 msdu给传送轮询帧的工作站，用任何合法的帧交换序列换取一个正确的msdu.省电模式下，如果传送轮询帧的工作站在传送了ack帧作为对成功接收msdu 的确认后回到 doze 状态，ap 将重传该 msdu 直到达到有关的重试极限。b、重复帧的检测和恢复既然该协议中包含了确认和重传机制， 那么就有可能某一帧被不止一次地传送，那些重复帧将被目的工作站的 mac 层过滤出来。在数据帧和管理帧中，重复帧的过滤有助于包括一序列控制域（包括一序列号和一分段号）的帧的通过，作为同一个 mpdu 的 mpdu 有同样的序列号而不同的msdu（有很大的可能性） 有不同的序列号。序列号被正在传送的工作站作为一个增值的整数序列而存在。2.2.2 mac 管理子层管理子层负责在站和ap 之间进行通信的初始化， 这一层的操作机制是移动环境下所需要的。这种功能在其他的无线系统中也有，但在802.11 的 mac 管理子层得到了极大的扩展。一般的mac 管理帧的格式见下图，不同的管理帧一般用于不同的目的。控制帧持续时间dasabssid序列控制帧体fcsmac 管理帧格式a、登记信标是一种管理帧，它是由ap 准定期地进行发送，用来建立定时同步功能（ tsf ）。管理帧包含的信息有基站子系统id(bss-id) 、时间戳（用于同步） 、业务指示表（睡眠模式） 、功率管理