《通信网络原理与技术》第6章 多址接入

授课人：通信网络原理与技术多址接入引

言多址接入（Multiple

Access）：解决多用户共用信道（介质共享）、实现对物理资源控制的问题。介 质：指传输煤质或者传输信道多址通信（Multiple

Access

Communication）：指在各个竞争用户中，共享通信信道容量的通信方式。多址技术：其本质就是能够将有限的通信资源进行恰当切割并合理分配给多个用户的一种重要方法。媒质：卫星、地面无线、有线等➢媒质寻址控制（MAC-Medium

Access

Control）多址接入从信号角度看：如实用中的静态多址接入协议从协议角度看：位于数据链路层，目的是高效率地控制和利用正交的物理信道。除静态协议外，还有动态协议、预约访问型的多址接入协议多址接入技术多址接入（Multiple

Access）技术：指信息网络中为多个节点（或用户终端）资源而实现连接访问的技术，能够为信息网络系统设计者提供一种从低层接入和传输的角度来解决信息网络设计与实现的方法;多址接入技术多址接入(Multiple

Access）技术：在系统容量、网络吞吐率、信道利用率、时延特性、业务能力、用户支持数量、资源利用效率、

QoS(Quality

of

Service)保障等方面，多址接入技术已被视为信息网络系统设计的关键。有学者还将其视为网络更新换代的一个重要标志。多址接入第一讲概述及静态多址协议内容安排第二讲随机多址接入协议多址接入概述内容安排多址协议概述静态多址接入协议动态多址接入协议（受控访问式）一、多址通信1、多址和多路复用的异同：共同点：共享一种通信资源（如信道）；技术可以相同不同点：多路复用的系统控制器（可以是集中式的或分布式的一种算法，或一个人），让所有用户（固定用户）同时共享所需通信信道，组织资源配置（预先分配），无需开销，且在本地实现；多址通常涉及资源远地寻址，考虑到每个用户的信道需要（区分不同未知用户），对控制器有一个有限总时间的要求,常有开销。多路复用一般在中频或基带实现，多址常在射频实现。一、多址通信2、链路的类型典型的共享链路有：卫星链路蜂窝移动通信系统链路；局域网；分组无线电网等

。一、多址通信3、多址接入控制问题：需要有某种机制来决定资源的使用权，即为多址接入控制问题。4、多址接入协议(multiple

access

protocol)：在一个网络中，解决多个用户如何高效共享一个物理链路资源的技术。5、M

A

C层在通信协议中的位置物理层LLCMACPHY数据链路层MAC层在通信协议中的位置MAC层的主要功能：将有效的资源分配给多个用户，使众多用户实现公平有效地共享有限的带宽资源。为本节点提供了到其邻节点的链路媒体访问控制6、多址接入分类7、多址通信系统模型排队论观点出发：多址信道可以看成一个多进单出的排队系统。每个节点都可独立的产生分组，而信道则相当于服务员，要为各个队列服务。7、多址通信系统模型各个排队队列是相互独立的，各节点无法知道其他队列的情况；服务员也不知道各个队列的情况。多址系统是很复杂的！7、多址通信系统模型7、多址通信系统模型须根据应用环境考虑下列问题：１、网络的连通特性；

２、同步特性；３、反馈和应答机制；４、数据产生模型（泊松流）。二、静态多址接入协议本质：无竞争的多址接入协议或静态分配的多址接入协议。优点：可以保证每个用户的公平性和数据的平均时延。类型：频分、时分、码分、空分等本次课重点讨论频分多址(FDMA)和时分多址(TDMA)1、频分多址协议（1）原理：FDMA(Frequency

Division

Multiple

Access

)：频分多址协议（2）优点➢相互之间不会产生干扰。当用户数较少且数量大致固定、每个用户的业务量都较大时(比如在电话交换网中)，

FDMA是一种有效的分配方法。频分多址协议（3）两个问题当网络中的实际用户数少于已经划分的频道数时，许多宝贵的频道资源就白白浪费了；当网络中的频道已经分配完后，即使这时已分配到频道的用户没有进行通信，其他一些用户也会因为没有分配到频道而不能通信。2

、时分多址协议时分多址—Time

Division

Multiple

Access(TDMA)也是一种典型的固定多址接入协议。TDMA多址接入协议将时间分割成周期性

的帧，每一帧再分割成若干个时隙(无论帧或时隙都是互不重叠的)，然后根据一定的时隙分配原则，使每个用户只能在指定的时隙内发送。2

、时分多址协议TDMA时隙分配在时分多址的系统中，用户在每一帧中可以占用一个时隙，如果用户在已分配的时

隙上没有数据传输，则这段时间将被浪费。2

、时分多址协议几种光通信设备2

、时分多址协议Link16组网协议2

、时分多址协议采用无主节点方式采用时分多址（TDMA）方式3、码分多址协议扩频通信的一种（直接序列扩频通信，伪随机序列码）在码分多址的系统中，用户在每一帧中可以占用一个编码序列，用户之间的编码序列是正交的。三、动态多址接入协议-受控访问多址协议·基本思想：各结点轮流发送数据，这样就不会有碰撞。看起来与时分复用很相似，但实际上与时分复用非常不同。·具体的轮流协议有几十种，可归纳为两类：轮询协议令牌传递协议1、轮询协议·

轮询协议：需要设置一个主节点，主节点轮流询问其他节点是否有数据要发送，若有则发送，未被询问的节点不得发送。·轮询协议的缺点也是明显的：询问需要时间，降低了效率；更严重的是万一主节点发生故障，整个网络将完全不能工作。轮询系统基本的轮询系统模型轮询系统概念（排队论的一个应用）轮询系统是由1个服务台和N个队列组成，服务台依据一定的规则按次序对每一个队列进行操作，最后一个队列操作完成后再返回第一个队列，然后又开始重复前面的访问服务过程。

通过这样的控制方式使各个队列能够无竞争地共享系统资源，如计算机和通信网络中的信道、带宽、中央处理器(CPU)等。轮询系统轮询系统的运行过程由各个队列中顾客的到达过程、服务台对各个队列的服务过程以及服务台从上一个队列到下一个队列的查询转换过程构成。在计算机和通信网络中：队列就是系统中排队等待服务的站点(Stations)，到达的顾客就是一个个信息分组(Information

Packets)。服务台就是传输信息分组的通道或信道(Channel)，服务过程就是信息分组的传输发送过程，

从上一个队列到下一个队列的查询转换时间就是系统的开销(Overhead)。2

、令牌传递协议·不需要主结点，但需要一个特殊帧（数据链路层的协议数据单元是帧），该帧称为令牌（token）。·令牌只有一个，在各结点间按规定的顺序传递。·一个结点若无数据要发送，收到令牌时就立刻把令牌交给下一结点；若有数据要发送，必须收到令牌后才能发送。2

、令牌传递协议·令牌传递协议无碰撞，效率高，但需解决很多复杂问题：一个结点故障或关闭时令牌传递顺序如何调整？令牌丢失后如何重新生成？令牌多于一个时如何处理？线路中断时令牌如何传递？·这些问题使得令牌传递协议非常复杂且容易出故障。3、令牌环最 的令牌环网是1996年贝尔实验室研制的Newhall环。后来IBM公司把这种技术用在它的局域网中，叫做IBM

Token-Ring。IEEE802.5标准与IBM

Token-Ring是兼容的。环型网中最普遍采用的介质访问控制是令牌环，它适用于环形网络结构的分布式介质访问控制。这种介质访问技术使用一种称为令牌的特殊帧沿着环网循环。3、令牌环网络服务器用户工作站环路连接器3、令牌环ACBD

数据（c）接收者复制发送给它的数据数据ACBD（d）站A回收数据，产生空令牌AC数据（b）把空令牌改为忙令牌，并附加上数据BDCA空令牌（a）发送站A等待空令牌；单向环DB3、令牌环当一个站要发送信息帧时，必须等待空令牌通过本站，然后将空令牌改为忙令牌，紧跟着忙令牌之后，把数据帧发送到环网上。由于令牌是忙状态，其它站必须等待而不能发送帧。当信息帧绕环通过各站时，各站都要将帧的目的地址与本站地址相比较，若地址符合，说明是发送给本站的，则将帧拷贝到本站接收缓冲器中，3、令牌环同时将帧送回到环上，使帧继续沿环传送；若地址不符，则简单地将信息帧重新送到环上即可。信息帧在环上循环一周后再回到发送站，由发送站将该帧从环上移去，同时将忙令牌改为空令牌，传给下一站，使之获得发送帧的机会。3、令牌环在轻载时，由于一个工作站在发送前必须等待空令牌到来，故效率很低；在重载时，各站访问机会均等，因此效率较高。空令牌是一种特殊的控制标记，不能出现在用户数据中，一般采用位插入的方法来实现透明传输。采用发送站从环上收回帧的策略，具有广播特性，即多个站可接收同一个数据帧，同时还具有对发送站自动回答的功能。3、令牌环主要优点：访问方式的可调整性和确定性各站具有同等的介质访问权可以有优先级操作和带宽保护采用分布式优先级调度算法来支持工作站优先级访问，以保证为高优先级站点提供足够传输带宽。3、令牌环主要缺点：有较复杂的令牌维护要求空令牌的丢失将降低环网的利用率令牌的重复也会破坏网络的正常运行。必须选择一个工作站作为监控站，以保证环网中只有一个令牌绕行，若丢失再插入一个空令牌。多址接入原理（掌握）静态多址（掌握）小

结从信号角度看FDMATDMACDMA轮询受控访问型多址（掌握）令牌从协议角度看思考与练习习题1补充题：1、多址协议分为哪几种类型？2、令牌环协议有何优缺点？授

课

人：通信网络原理与技术引

言固定多址的缺陷：不能有效处理用户数量的可变性不能有效处理通信业务的突发性公平性不好内容安排第一讲概述及固定多址协议第二讲 随机多址接入协议ALOHA协议教学内容安排载波侦听型多址协议有竞争类型重

点理解掌握定量分析难

点理

解定性讨论共同关心的问题主要关心两个方面的问题：稳态情况下系统的通过率和时延性能系统的稳定性一、ALOHA协议1、ALOHA协议概况：ALOHA协议的由来：20世纪70年代，

Hawaii大学，无线数据网接入协议基本思想若一个空闲的节点有一个分组到达，则立即发送该分组，并期望不会和其他节点发生碰撞3

）随机多址接入协议性能分析模型由m个发送节点组成，是一个单跳系统，信道是无差错及无捕获效应的信道。分组的到达和传输过程满足如下假定：各个节点的到达过程为独立的参数为

/m的Poisson到达过程，系统总的到达率为

。在一个时隙或一个分组传输结束后，信道能够立即给出当前传输状态的反馈信息。3

）随机多址接入协议性能分析模型反馈信息为“0”表明当前时隙或信道无分组传输；反馈信息为“1”表明当前时隙或信道仅有一个分组传输(即传输成功)；反馈信息为“e”表明当前时隙或信道有多个分组在传输，即发生了碰撞，导致接收端无法正确接收。3

）随机多址接入协议性能分析模型碰撞的节点将在后面的某一个时刻重传被碰撞的分组，直至传输成功。如果一个节点的分组必须重传，则称该节点为等待重传的节点。对于节点的缓存和到达过程作如下假设：①假设A：无缓存情况。在该情况下，每个节点最多容纳一个分组。如果该节点有一个分组在等待传输或正在传输，则新到达的分组被丢弃且不会被传输。在该情况下，所求得的时延是有缓存情况下时延的下界(LowBound)。3

）随机多址接入协议性能分析模型②假设B：系统有无限个节点(m=)。每个新产生的分组到达一个新的节点。这样网络中所有的分组都参与竞争，导致网络的时延增加。因此，在该假设情况下求得的时延是有限节点情况下的时延上界(UpBound)。如果一个系统采用假设A或假设B分析的结

果类似，则采用这种分析方法就是对具有任意大小缓存系统性能的一个很好的近似。4

）

A

L

O

H

A协议分类纯ALOHA协议时隙ALOHA协议重

点理解掌握定量分析预约ALOHA协议选择拒绝ALOHA2、纯AL1）OH基A本协原议理：是最基本的ALOHA协议。只要有新的分组到达，就立即被发送并期望不与别的分组发生碰撞。一旦分组发生碰撞，则随机退避一段时间后

进行重传。纯AlOHA协议工作原理示意图2、纯AL1）OH基A本协原议理：是最基本的ALOHA协议。只要有新的分组到达，就立即被发送并期望不与别的分组发生碰撞。一旦分组发生碰撞，则随机退避一段时间后

进行重传。纯AlOHA协议的易受破坏区间示意图2、纯ALOHA协议很显然，在纯ALOHA协议中，只有在数据分组的易受破坏区间内没有其他分组传输，则该分组可以成功传输。为了分析方便，设系统有无穷多个节点(假设B)，假定重传的时延足够随机，重传分组和新到达分组合成的分组流是到达率为G的Poisson到达过程。2、纯ALOHA协议2）关于通过率讨论：在纯ALOHA系统中，一个分组成功传输的概率就是在其产生时刻前一个时间单位内没有其他分组发送，并且在该分组产生时刻的后一个时间单位内也没有其他分组发送的概率，即在该分组产生时刻前后两个时间单位内没有其他分组发送的概率。2、纯ALOHA协议2）关于通过率讨论：根据Poisson公式，在单位时间内，产生k个分组的概率是：分组成功传输的概率：系统的通过率：系统的最大通过率：对应的G=0.53、时隙ALOHA协议提出的原因：在纯ALOHA协议中，节点只要有分组就发送，易受破坏区间为两个单位时间。如果缩小易受破坏区间，就可以减少分组碰撞的概率，提高系统的利用率。基于这一出发点，提出了时隙

ALOHA协议。基本原理：时隙ALOHA系统将时间轴划分为若干个时隙，所有节点同步，各节点只能在时隙的开始时刻才能够发送分组，时隙宽度等于一个分组的传输时间。3、时隙ALOHA协议时隙ALOHA系统3）过程：易受破坏区间长度减少为一个单位时间(时隙)3、时隙ALOHA协议4)系统通过率：假定系统有无穷多个节点(假设B)。在一个时隙内到达的分组包括两个部分：一部分是新到达的分组，另一部分是重传的分组。设新到达的分组是到达率为 (分组数／时隙)的Poisson过程。假定重传的时延足够随机化，这样就可以近似地认为重传分组的到达过程和新分组的到达过程之和是到达率为G(>)的Poisson过程。则在一个时隙内有一个分组成功传输的概率为e-G，系统的通过率(S)(或离开系统的速率)，即S=Ge-G（6.4.4）3、时隙ALOHA协议如果分组的长度为一个时隙宽度，则系统的通过率就是指在一个时隙内成功传输所占的比例(或有一个分组成功

传输的概率)。其最大通过率为1/e=0.368，对应的G=1。时隙ALOHA的最大通过率是纯ALOHA系统最大通过率的

2倍。对式（6.4.4）中S对G求导数并令其等于0：则G=1，Smax=1/e0.3683、时隙ALOHA协议结论：时隙ALOHA的最大通过率是纯

ALOHA系统最大通过率的2倍ALOHA协议的通过率曲线3、时隙ALOHA协议例题6.4.1：若干个终端用纯ALOHA随机接入协议与远端主机通信。信道速率为2.4kb／s。每个终端平均每3min发送一个帧，帧长为200bit，问系统中最多可容纳多少个终端?若采用时隙ALOHA协议，其结果又如何?解：设可容纳的终端数为N，每个终端发送数据的速率是

bit／s

≈1.1bit／s，由于纯ALOHA系统的最大系统通过率为 ，则有(个)。若采用时隙ALOHA协议，因为时隙ALOHA系统的最大系统通过率为

，则有

(个)。4、时隙ALOHA协议稳定性分析*系统空闲时隙数较多碰撞较多，性能下降G=1附近最佳性能点ALOHA协议的通过率曲线4、时隙ALOHA协议稳定性分析*时隙ALOHA协议稳态时的平衡点当系统达到稳态时，应该有新分组的到达率等于系统的离开速率，即有S= 。则将S= 的曲线与对应的通过量曲线相交，可以看到在对应的Ge-G

曲线上有两个平衡点。4、时隙ALOHA协议稳定性分析*无法判定这两个平衡点中哪个是稳定的、哪个是不稳定的。因此，将通过对时隙ALOHA系统动态行为的分析，来了解系统的稳定性及其控制方法。（1）假设A（无缓存的情况）：用离散时间马尔可夫链来描述。n：在每个时隙开始时刻等待重传的节点数；m：系统中的总用户数；qr：在碰撞后等待重传的节点在每一个时隙内重传的概率；qa：每个节点有新分组到达的概率；：m个节点的总到达率(即每个节点的到达率为/m)，其单位为分组数／时隙；4、时隙ALOHA协议稳定性分析*为了了解系统的动态行为，还需定义系统状态偏移量为：Dn=当系统状态为n时，在一个时隙内等待重传队列的平均变化量=(在该时隙内平均到达的新分组数)—(在该时隙内平均成功传输的分组数)=(m-n)qa

–1*PSUCC4、时隙ALOHA协议稳定性分析*Dn=

(m-n)qa

–

1*PSUCC第一项是一个新到的分组传输成功的概率第二项是重传队列中有一个分组传输成功的概率系统状态偏移量反映了系统状态变化的趋势如果D<0，表明系统状态转移的整体趋势是向左的，系统将趋于稳定如果D>0，则表明系统状态转移的整体趋势是向右的，系统将趋于不稳定4、时隙ALOHA协议稳定性分析*定义当系统状态为n时，一个时隙内平均传输的分组数为G(n)，则有G(n)=(m-n)qa

+nqrS=PSUCC4、时隙ALOHA协议稳定性分析*Dn<0时隙ALOHA的动态性能曲线Dn:分组到达速率(到达率)曲线与分组离开速率(离开率)曲线之差。动态分析：a、Dn变化对系统的影响b、重传概率qr的变化对系统的影响Dn>0S4、时隙ALOHA协议稳定性分析*Dn<0时隙ALOHA的动态性能曲线Dn:分组到达速率(到达率)曲线与分组离开速率(离开率)曲线之差。动态分析：a

、Dn变化对系统的影响Dn<0时：会导致系统的状态减少，对第二个交叉点的任何负的扰动都会使系统趋于第一个交叉点Dn>0时：系统状态变化会导致系统的状态趋于第三个交叉点Dn>0S4、时隙ALOHA协议稳定性分析*Dn<0时隙ALOHA的动态性能曲线Dn:分组到达速率(到达率)曲线与分组离开速率(离开率)曲线之差。动态分析：a

、Dn变化对系统的影响结论：第一个和第三个交叉点是稳定的平衡点，第二个交叉点是不稳定的平衡点，且第一个交叉点吞吐量最大，是希望的稳定点，第三个交叉点因吞吐量小是不希望的稳定点Dn>0S4、时隙ALOHA协议稳定性分析*Dn<0时隙ALOHA的动态性能曲线Dn:分组到达速率(到达率)曲线与分组离开速率(离开率)曲线之差。动态分析：b、重传概率qr的变化对系统的影响qr增加：曲线向下压缩，第二个点左移可能性增加，退出不稳定的可能性增加，但到达不希望的稳定点的可能性增加，很小的n的变化都可能使系统进入不稳定区域Dn>0S4、时隙ALOHA协议稳定性分析*Dn<0时隙ALOHA的动态性能曲线Dn:分组到达速率(到达率)曲线与分组离开速率(离开率)曲线之差。动态分析：b、重传概率qr的变化对系统的影响qr减小：若n不变，曲线向右扩展，扩展到一定程度后，系统将仅有一个稳定点Dn>0S4、时隙ALOHA协议稳定性分析*（2）假设B：在该情况下，当到达率为常量时，不希望的稳定点消失，只有一个希望的稳定点和一个不稳定的平衡点。当系统状态超过不稳定点时，系统的通过率趋于0，时延将会趋于

。时隙ALOHA协议稳态时的平衡点4、时隙ALOHA协议稳定性分析*由以上讨论可以发现：重传概率对系统的动态行为有很大的影响，调整重传概率可以使系统处于希望的稳定点。5、稳定的时隙A

L

O

H

A协议-伪贝叶斯算法伪贝叶斯算法(pseudo-Bayesianalgorithm)是一种稳定的时隙ALOHA算法。核心思想：尽可能地使G(n)=1，从而使系统的通过率达到最大值。5、稳定的时隙A

L

O

H

A协议-伪贝叶斯算法基本思路是：假定系统有无穷多个节点

(假设B)，新到达的分组立即被认为是等待重传的分组(这是与普通时隙

ALOHA协议的差别)，即所有的分组都以相同的方式处理。6、其他A

L

O

H

A协议预约ALOHA协议预约ALOHA协议首先把信道时间均分成若干帧，又把每个帧内均分为A+1个时隙。其中，帧的前A个时隙将用于数据信选息择的拒发绝送A，L，LO而HA区别于前边的A个时隙，帧的第A+1个时隙将被再进一步细分为将B个数个数据包中未被碰撞的部8部8：的：值撞值大碰大最被最。未。隙中隙时包时子据子

3分.分.3分%

割出来，并恢复发送，而对于局部真正发生碰撞的数据包进行重新发送。是一种比较优秀的非时隙随机多址方式。二、载波侦听多址协议1、CSMA协议概况ALOHA协议的缺陷：具有一定的盲目性，最大吞吐率也只能达到约0.368。CSMA(Carrier

Sense

Multiple

Access)

是从

ALOHA协议演变出的一种改进型协议，它采用了附加的硬件装置，每个节点都能够检测(侦听)到信道上有无分组在传输

。CSMA检测的是载波。二、载波侦听多址协议2、CSMA协议的类型：非坚持型(non-persistent)CSMA：是指当分组到达时，若信道空闲，则立即发送分组；若信道处于忙状态，则分组的发送将被延迟，且节点不再跟踪信道的状态(即节点暂时不检测信道)，延迟结束后节点再次检测信道状态，并重复上述过程，如此循环，直到将该分组发送成功为止。二、载波侦听多址协议1—坚持型CSMA：是指当分组到达时，若信道空闲，则立即发送分组；若信道处于忙状态，则该节点一直坚持检测信道状态，直至检测到信道空闲后，立即发送该分组。p—坚持型CSMA：是指当分组到达时，若信道空闲，则立即发送分组；若信道处于忙状态，则该节点一直检测信道的状态，在检测到信道空闲后，以概率p发送该分组。二、载波侦听多址协议p—检测型CSMA：如果有信息分组到达，终端节点以概率p持续监听信道状态，以概率（1-p）放弃监听信道，若终端监听到信道处于空闲状态，将立即发送分组。在下面的讨论中将重点讨论非坚持型CSMA的性能3、非时隙非坚持CSMA多址协议基本思想：当分组到达时，如果信道空闲，则立即发送该分组；如果信道忙，则分组被延迟一段时间后，重新检测信道。如果信道忙或发送时与其他分组碰撞，则该分组变成等待重传的分组。每个等待重传的分组将重复地尝试重传，重传间隔相互独立且服从指数分布。控制算法：控制算法：若有分组等待发送，则转到第(2)步，否则处于空闲状态，等待分组到达。监测信道：若信道空闲，启动发送分组，发完返回第(1)步；若信道忙，放弃监测信道，选择一个随机时延的时间长度t开始延时(此时节点处于退避状态)。延时结束，转至第(1)步。控制算法流程图非坚持型非时隙CSMA协议的控制过程示意图主要特点：在发送数据前先监测信道，一旦监测到信道忙时，能主动的退避一段时间(暂时放弃监测信道)。系统通过率为：G：平均传输分组数；：归一化检测时延4、时隙非坚持CSMA多址协议时间轴分成宽度为测时间：的时隙

，即为载波检如果分组到达一个空闲的时隙，它将在下一个时隙开始传输如果某节点的分组到达时，信道上有分组正在传输，则该节点变为等待重传的节点，它将在当前分组传输结束后的后续空闲时隙中以概率

qr进行传输。马尔可夫链：设分组长度为1个单位，到达率为λ的poisson过程，网络中有无穷个节点（假设B），信道状态0、1、e反馈时延为，等待重传的分组数位n，则相继两个状态转移的时间间隔为

或

+1。通过率 与g(n)的关系

：时隙CSMA协议的平均离开率(通过率）：归一化检测时延前提条件：保证Dn为负值通过率：最大通过率：对应g(n)=+

qrn=最大53%qr=

n:待重传分组数g(n):反映的是在一个状态转移间隔内到达分组数和重传分组数之和，即在一个状态转移间隔内试图进行传输的总分组数。典型的随机接入多址协议性能曲线系统到达率5、有碰撞检测功能的载简波称侦为听C型SM多A／址C协D议由于传播时延的存在，冲突还是不可避免的。只要发生冲突，信道就被浪费一段时间。CSMA／CD比CSMA增加了一个功能:边发送边监听。只要监听到信道上发生了冲突，则冲突的节

点就必