计网介质访问控制子层

这章我怎么感觉两周就讲完了。

内容有这么少吗，我咋啥都没听懂。

HIGH LIGHTS

ppt第一页划了重点。

  • Channel allocation algorithms。信道分配算法。
    • Contention（竞争算法）： ALOHA,S-ALOHA,CSMA,CSMA/CD
    • Collision-Free Protocols（无竞争协议）：Token （书上不止这个但是只有这个要考。其他俩只做了解
  • LAN。局域网
    • IEEE802.3, HIGH-SPEED LANS (802.3u)
    • Gigabit Ethernet(802.3z)
    • IEEE802.11(WLAN)
    • LLC(802.2)
  • BRIDGE
  • REPEATER,HUB, BRIDGE,SWITCH,ROUTER （中继器、集线器、桥梁、交换机、路由器
  • VLAN。虚拟局域网。

4.1 信道分配问题

分两种，静态划分和动态划分

4.1.1 静态划分信道

M/M/1 System

懒得打表达式了直接放图。

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  • 在时间T内到达的帧数K满足泊松分布，如图中左式。
  • :表示到达的平均速率，单位frams/sec
  • ：表示帧长，单位bits/frame
  • C:数据发送速率，信道容量（bits/sec），服务速率即为 μC frames/sec
  • 标准排队理论的结论：发送一帧的平均时延

    没说怎么证

将单个信道分成N个独立的子信道，每个子信道的容量为C/N bps。现在，每个子信道的平均到达率变成N。重新计算T，我们得到：
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如果所有帧都能很神奇地排在一个大的中心队列，那么划分信道后单个信道的平均延迟比不分的情况差N倍。

也就是信道越多平均延迟越大。

4.2.2 动态划分信道

  • Controlled multiple access 。 受控多路访问

    • 竞争： poolling
    • 不竞争： token

  • Random multiple access 。 随机多路访问

    • ALOHA
    • CSMA, CSMA/CD, CSMA/CA

  • 动态信道划分的五个关键假设：

    • 流量独立(independent traffic)。该模型是由N个独立的站(比如计算机、电话)组成的，每个站都有一个程序或者用户产生要传输的帧。在长度为Δt的间隔内，期望产生的帧数是Δt，这里为常数(新帧的到达率)。
    • 单信道(Single Channel)。所有的通信都用这一个信道
    • 冲突可观察(observable Collision)。如果两帧同时传输，则它们在时间上就重叠，由此产生的信号是混乱的，这种情况称为冲突(collision)。所有的站都能够检测到冲突事件的发生。冲突的帧必须在以后再次被发送。除了因冲突而产生错误外，不会再有其他的错误
    • 时间连续或分槽(Continuous or slotted time)。时间可以假设是连续的，即在任何时刻都可以开始传输帧。另一种选择是把时间分槽或者分成离散的间隔(称为时间槽)。帧的传输只能从某个时间槽的起始点开始
    • 载波侦听或不听(Carrier Sense or no carrier sense)。有了载波侦听的假设，一个站在试图用信道之前就能知道该信道当前是否正被使用。如果没有载波侦听，站就无法在使用信道之前侦听信道，它们只能盲目地传输，以后再判断这次传输是否成功

4.2 多路访问协议

4.2.1 ALOHA

  • ALOHA的基本思想

    • ALOHA系统的基本思想非常简单：当用户有数据需要发送时就传输。当然，这样做可能会产生冲突，冲突的帧将被损坏。发送方需要某种途径来发现是否发生了冲突。在ALOHA系统中，每个站在给中央计算机发送帧之后，该计算机把该帧重新广播给所有站。

    • 如果帧被损坏了，则发送方要等待一段随机时间，然后再次发送该帧。

    • 我们使所有的帧具有同样的长度， 因为对于ALOHA系统，采用统一长度的帧比长度可变的帧更能达到最大的吞吐量。

  • 竞争(contention)

    • 如果系统中多个用户共享同一个信道的方法会导致冲突，则这样的系统称为竞争(contention) 系统。

PURE ALOHA

一眼纯真。

纯ALOHA里，帧完全随机传输。
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冲突危险期是 2T，因为他前面的那段时间T也不能有，否则部分冲突。看图：
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纯ALOHA效率分析：
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发送成功概率是

G = 0.5是S最大为18.4%
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SLOT ALOHA

分槽。

  • 基本思想：
    • 将时间分成离散的间隔，每个间隔对应一帧，每个站点只能在时隙i开始时才允许发送（冲突只发生在时隙开始的时候），所以每个用户必须知道槽边界(同步)。其他的跟纯ALOHA一样
      冲突危险期是T
  • 效率分析：
    • 55.png
    • 每帧的传输次数期望E：
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      所以，E随G呈指数增长的。结果是信道负载的微小增长也会极大地降低信道的性能。

4.2.2 载波侦听多路访问协议

单通道的CSMA/CD本质上是一种半双工系统

  • 站点在发送之前监听载波。
  • 分类
    • 1-persistent CSMA
    • Nonpersistent CSMA
    • P-persistent CSMA (slotted channel)

CSMA Collision Reasons

一点很关键但放在这里莫名其妙的知识。

ppt神秘莫测。

CAMA/CD有三个状态：竞争，传输，或者空闲。

给个1-p协议的例子方便理解，AB都是检测到空闲就开始发送：
是从信道最左边到信道最右边需要的传输时间。
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这里考虑的是最极限的情况，A的帧传输到B门口，B才开始发帧，这时离A发送过了。
然后碰撞信息从B门口回到A门口有又需要。
所以说竞争时间 = ，如果内发送方都没有检测到碰撞信息，那就说明真没碰撞，发送成功了。

1-persistent CSMA（1-坚持载波检测多路访问

当一个站有数据要发送时，它首先侦听信道，确定当时是否有其他站正在传输数据；如果信道空闲，它就发送数据。否则，如果信道忙，该站等待直至信道变成空闲；然后，站发送一帧。如果发生冲突，该站等待段随机的时间，然后再从头开始上述过程。这样的协议之所以称为1-坚持，是因为当站发现信道空闲时，它传输数据的概率为1。

低延迟，低吞吐率

低延迟是因为信道空闲就开始发送，低吞吐率（平均时间内成功发送的帧数）是因为经常冲突，经常重发。

Nonpersistent CSMA（非坚持

站在发送数据之前要先侦听信道。如果没有其他站在发送数据，则该站自己开始发送数据。然而，如果信道当前正在使用中，则该站并不持续对信道进行监听，以便传输结朿后立即抓住机会发送数据。相反，它会等待一段随机时间，然后重复上述算法。因此，该算法将会导致更好的信道利用率，但是比起1-坚持CSMA，也带来了更大的延迟

高延迟，高负载时高吞吐率

高延迟是因为帧准备好了还得等一段随机事件，高负载高吞吐是因为随机事件后两个帧很难碰到一起，发送成功率高。

P-persistent CSMA （P坚持

它适用于分时间槽的信道，其工作方式如下所述。当一个站准备好要发送的数据时，它就侦听信道。如果信道是空闲的， 则它按照概率p发送数据；而以概率q=1-p，将此次发送推迟到下一个时间槽。如果下个时间槽信道也是空闲的，则它还是以概率p发送数据，或者以概率q再次推迟发送。

看个比较图
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4.2.3 无冲突协议

Token Ring 令牌环

就是个令牌，谁拿到谁发数据。要找个站点记得把令牌取下来，不然就一直转。

通过传递一个称为令牌(token)的短消息，该令牌同样也是以预定义的顺序从一个站传到下一个站。令牌代表了发送权限。如果站有个等待传输的帧队列，当它接收到令牌就可以发送帧，然后再把令牌传递到下一站。如果它没有排队的帧要传，则它只是简单地把令牌传递下去。

帧也按令牌方向传输。这样，它们将绕着环循环，到达任何一个目标站。然而，为了阻止帧陷入无限循环(像令牌一样)，一些站必须将它们从环上取下来。这个站或许是最初发送帧的原始站，在帧经历了一个完整的环游后将它取下来，或者是帧的指定接收站。

发送帧后，每个站必须等待所有N个站(包括其自身)把令牌发给各自的邻居，以及其他N-1个站发送完一帧(如果它们有帧需要发送)

并不需要一个物理环来实现令牌传递

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4.2.4 Limited-Contention Protocols 有限竞争协议

在负载较轻的情况下，竞争方法(即纯ALOHA或者分槽ALOHA)更为理想，因为它的延迟较短(冲突很少发生)。随着负载的增加，竞争方法变得越来越缺乏吸引力，因为信道仲裁所需要的开销变得越来越大。而对于无冲突协议，则结论刚好相反。在低负载情况下，它们有相对高的延迟，但是随着负载的增加，信道的效率反而得到提高(因为开销是固定的)。

低负载竞争好使，高负载无竞争好使。

有限竞争协议(limited-contention protocol)
只要减少参与竟争的站数量，则站获得信道的概率就会增加。有限竟争协议正是这样做的。它们首先将所有的站划分成组(这些组不必是两两不相交的)。有0号组的成员才允许竞争0号时间槽。如果该组中的一个成员竞争成功了，则它获得信道，可以传送它的帧。如果该时间槽是空闲的，或者发生了冲突，则1号组的成员竞争1号时间槽，以此类推。

组内用的是无竞争，比如token

当负载很低时，每个时间槽中的站点数量就多一些；当负载很高时，每个时间槽中的站点数量就少ー些，甚至只有一个站。

负载越高越往无竞争靠

4.2.5 无线局域网协议

  • 传播范围假设：
    • 简化的假设：即每个无线电发射器有某个固定的传播范围，用一个圆形覆盖区域表示

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  • 隐藏终端问题(hidden station problem)
    • 因为冲突将导致带宽的浪费。由于竞争者离得太远而导致站无法检测到潜在的竞争者，这个问题称为隐藏终端问题(hidden station problem)

      图（a）

  • 暴露终端问题(exposed station problem)
    • C所听到的传输只会搞坏B和C之间区域中的接收，但是，两个接收方都不在这个危险区域

      图（b）。

俩问题综合一下就是： CSMA没法用了。

那咋办呢，整点新活呗。

MACA 冲突避免多路访问

反正检测不了冲突，那就干脆避免了拉倒。

好活。

MACA的基本思想是发送方刺激接收方输出一个短帧，以便其附近的站能检测到该次传输，从而避免在接下去进行的(较大)数据帧传输中也发送数据。这项技术被用来替代载波侦听。

A首先给B发送个RTS(Request To Send)帧，如图4-12(a)所示。这个短帧(30字节)包含了随后将要发送的数据帧的长度；然后，B用一个CTS(Clear to Send)作为应答，如图4-12(b)所示。此CTS帧也包含了数据长度(从RTS帧中复制过来)。A在收到了CTS帧之后便开始传输。

如果一个站听到了RTS帧，那么它一定离A很近，它必须保持沉默，至少等待足够长的时间以便在无冲突情况下CTS被返回给A。如果一个站听到了CTS，则它一定离B很近，在接下来的数据传送过程中它必须一直保持沉默，只要检査CTS帧，该站就可以知道数据帧的长度(即数据传输要持续多久)。

在图4-12中，C落在A的范围内，但不在B的范围内。因此，它听到了A发出的RTS，但是没有听到B发出的CTS。只要它没有干扰CTS，那么在数据帧传送过程中，它可以自由地发送任何信息。相反，D落在B的范围内，但不在A的范围内。它听不到RTS帧，但是听到了CTS帧。只要听到了CTS帧，这意味着它与个将要接收数据帧的站离得很近；所以，它就延缓发送任何信息直到那个帧如期传送完毕。站E听到了这两条控制消息，与D一样在数据帧完成之前它必须保持安静。

总结一下就是听到RTS的沉默一段时间，听到CTS或者都听到的一直沉默。

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4.3 以太网

不知道咋学，不知道咋考。

Ethernet Cabling 以太网电缆

以太网电缆有三种：

  • 10Base5 粗同轴电缆
  • 10Base2 细同轴电缆
  • 10Base-T 双绞线

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10Base5: Thick Ethernet

有些懒得翻译。直接放ppt原文。

  • cable 电缆

    • Φ10, Coax, 500m
    • Connections to it are generally made using vampire taps, in which a pin is very carefully forced halfway into the coaxial cable’s core

  • Transceiver cable 收发器电缆

    • 将收发器连接到计算机的接口板
    • 五十米长以上
    • 包含五对互相屏蔽的双绞线
      • 两对用于输入输出
      • 两对用于控制信息的输入输出
      • 第五对不经常使用，它允许计算机为收发电子设备供电

  • Interface board 接口板

    • 传输和接收帧，将数据组装成适当的帧格式，处理校验和
    • 为传入的帧管理一个缓冲池，一个要传输的缓冲队列，直接与主机进行内存传输

  • Transceiver 收发器

    • 处理载波检测和碰撞检测
    • 对于碰撞，在电缆上放置一个特殊的无效信号，以确保所有其他收发器也意识到已经发生了碰撞

10Base2: Thin Ethernet

三行结束。排场比粗缆逊多了

  • Cable: Φ5, Coax, 185m
  • BNC T-junction connector
  • 收发器电子器件在控制板上

10BaseT

排场略大于细缆。

ppt蛮多中文，直接放了

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  • 使用集线器（Hub）来扩大局域网

  • 以太网拓扑结构

    • 线性
    • Spine（脊椎形？
    • 树形
    • 分段式

Manchester Encoding 曼彻斯特编码

非差分：中间变一下用来对时。起始是高就是1，低就是0
差分： 中间变一下对时，起始没跳变就是1，否则是0
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曼彻斯特编码2Baud表示一位信息，所以波特率是比特率的两倍

4.3.2 以太网的MAC子层协议

MAC格式

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  • 目标地址

    • 如果传输出去的目标地址第一位是0，则表示这是一个普通地址；如果是1，则表示这是一个组地址。组地址允许多个站同时监听一个地址。当某个帧被发送到一个组地址， 该组中的所有站都要接收它。往一组地址的发送行为称为组播(multicasting)。**由全1组成的特殊地址保留用作广播(broadcasting)**。如果一个帧的目标地址字段为全1，则它被网络上的所有站接收。

  • MAC地址

    • 站的源地址有一个有趣的特点，那就是它们具有全球唯一性。
    • 地址字段的前3个字节用作该站所在的组织唯一标识符(OUI, Organizationally Unique Identifier)。该字段的值由IEEE分配，指明了网络设备制造商。
    • 地址字段的最后3个字节由制造商负责分配，并在设备出厂之前把完整的地址用程序编入NIC（网卡

  • 数据字段和长度范围

    • 接下来是数据(Data)字段，（Data）最多可包含1500个字节。总帧长度最多1518字节。
    • 以太网要求有效帧必须至少64字节长，从目标地址算起直到校验和，包括这两个字段本身在内。如果帧的数据部分少于46个字节，则使用填充(Pad)字段来填充该帧，使其达到最小长度要求

      也就是说不包含pad的时候，数据部分最少46个字节
      要求最少是因为竞争时间()的问题。要是在竞争时间结束前发完，就不能确定有没有冲突。

  • Binary Exponential Backoff Algorithm 二进制指数回退算法

    • 一般地，在第i次冲突之后，从之间随机选择一个数，然后等待这么多个时间槽。然而，达到10次冲突之后，随机数的选择区间被固定在最大值1023，以后不再增加。在16次冲突之后，控制器放弃努力，并给计算机返回一个失败报告。

  • 无效的MAC帧

    • 55.png

4.3.3 以太网性能

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上面这张纯证明，可看可不看。
下面这张要记住。
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ppt上只有结论：
信道效率
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4.3. 交换式以太网

  • High-speed backplan 高速背板
  • Collision domain 冲突域
    • 由于每个冲突域只有一个站，碰撞是不可能的，性能得到了提高
    • 在集线器中，所有站都位于同一个冲突域(collision domain)， 它们必须使用CSMA/CD算法来调度各自的传输。在交换机中，每个端口有自己独立的冲突域。通常情况下，电缆是全双工的，站和端口可以同时往电缆上发送帧，根本无须担心其他站或者端口。现在冲突不可能发生，因而CSMA/CD也就不需要了。然后，如果电缆是半双工的，则站和端口必须以通常的CSMA/CD方式竞争传输。

交换机的性能优于集线器有两方面的原因。首先，由于没有冲突，容量的使用更为有效。其次，也是更重要的，有了交换机可以同时发送多个帧(由不同的站发出)。这些帧到达交换机端口并穿过交换机背板输出到适当的端口

帧被发送到输出端口还有利于安全。大多数LAN接口都支持混杂模式(promiscuous mode)，这个模式下所有的帧都被发到每台计算机，而不只是那些它寻址的机器。每个连到集线器上的计算机能看到其他所有计算机之间的流量

有了交换机，流量只被转发到它的目的端口。

4.3.5 快速以太网

802.3u，对802.3的改进和补充，具有向后兼容性

  • 改进
    • 保留原有帧格式，接口和过程规则不变
    • 比特时间从100ns到10ns（10Mbps 100Mbps
    • 电缆最大长度降低
    • 统一使用双绞线或者光缆
    • 自动协商机制：两个站对速率（10Mbps or 100Mbps）以及双工模式（全双或者半双）

100Base-T4 3类双绞线

  • 使用25mhz的信号

  • 需要4对双绞线(3类UTP)

    • 一对单向到集线器
    • 一对从集线器单向过来
    • 另外两对可切换到传输方向

  • 编码

    • 不使用曼彻斯特编码
    • 在一个时钟周期内发送三元信号(8B/6T编码，即8个二进制位转换为6个三元电平信号)
      • 27个可能的符号，传输4位
    • 一对双绞线的比特率是33.3Mbps，3对就是100Mbps

100Base-TX 5类双绞线

  • 信号采用时钟125MHz
  • 需要2对双绞线(5类UTP)
    • 一对单向到集线器 用于发送
    • 一对从集线器单向过来 用于接收
    • 也就是全双工
  • 编码
    • 4B/5B（5个时钟周期发送4个比特）: 比特率：125 * 4/5 = 100Mbps

100Base-FX 多模光纤
- 两根多模光纤，每个方向一根，实现全双工

Interconnection Devices 互连设备

  • 集线器（半双工
    • 接入线逻辑连接，构成单个冲突域
    • 所有标准规则（包括二进制指数回退算法都适用）。所以可以像经典以太网一样工作
    • 集线器不允许使用多模光纤
  • 交换机
    • 传入的帧被缓冲并传递到目的地
    • 多模光纤（100Base-FX）对于碰撞算法来说过长，所以只能连到交换机（交换机没碰撞这回事

4.3.6 Gigabit Ethernet 千兆以太网

还是802.3的分支。

  • 改进

    • 比特时间从10ns到1ns（100Mbps 1000Mbps
    • 提供单播和广播的无确认数据报服务
    • 帧格式不变。
      • 还是48位寻址
      • 最小和最大帧尺寸不变

  • 交换机（全双工

    • 反正没竞争，所以没用CSMA/CD
    • 电缆的最大长度取决于信号强度
    • 交换机可以自由地混合和匹配各种速度
    • 支持自动配置特性（也就是配置速率，10、100、1000Mbps

  • 集线器（半双工

    • 有竞争，得用CSMA/CD
    • 对于64字节的最短帧，由于传输速率为经典以太网的100倍，所以最大电缆长度由2.5公里缩短为25米。

      发送变快了，得跟着变小

    • 为了延长单帧的发送时间，采用以下两种方案
      • 载波扩展
        • 在普通帧的后面增加填充位（padding），将帧的长度扩充为512字节（发送方添加，接收方去除
      • 帧突发
        • 允许发送方将多个待发送的帧拼到一起，一次传输；如果仍然小于512字节，则硬件会对其再次填充

  • 流量控制

    • 在流量控制机制下，一端的机器给另一端机器发送一个特殊的控制帧，告知对方暂停一段时间。这些暂停(PAUSE)控制帧是普通的以太帧，类型字段设置为0x8808。暂停时间是最小帧时的整数倍。 512ns~33.6ms

ppt还有一页是讲以太网为啥这么好使。

应该不考，跳了。

反正就是可靠便宜兼容性强那点东西

4.3.7 10 Gigabit Ethernet 万兆以太网、

用途
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4.4 无线局域网

4.4.1 802.11体系结构和协议栈

  • 结构

    • 无线主机与基站通信
      • 基站(接入点)
    • 基本服务集(BSS)
      • 无线主机
      • 接入点(AP):基站
      • ad hoc mode:只允许主机访问
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  • 802.11协议栈

    • 55.png

4.4.3 802.11 MAC子层协议

802.11 MAC与以太网不同

无线电总是半双工的

接收到的信号比发送的弱106倍，碰撞检测机制不起作用

所以采用 CSMA/CA

  • 当一个站点有一个帧待传输时

    • 等待信道空闲，检测并等待DIFS（DIFS是一段很短的时间
    • 随机后退（Random backoff(0~15 time slots)），然后倒计数空闲时间槽，当有帧在发送时暂停该计数器；当计数器递减到0该站就发送自己的帧。
    • 如果帧发送成功，目标站立即发送一个短确认。
    • 如果没有收到确认，则可推断出传输发生了错误，无论是冲突或是其他什么错。在这种情况下，发送方要加倍后退选择的时间槽数，再重新试图发送。
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  • 和以太网的区别：和以太网相比，这里有两个主要区别。

    • 首先，早期的后退有助于避免冲突
    • 其次，利用确认来推断是否发生冲突，因为冲突无法被检测出来

  • 信道检测

    • 物理检测
      • 检查介质，看是否有有效的信号
    • 虚拟检测
      • 每个站可以保留一个信道何时要用的逻辑记录，这是通过跟踪网络分配向量(NAV, Network Allocation Vector)获得的。
      • 每个帧携帯一个NAV字段，说明这个帧所属的一系列数据将传输多长时间
      • 无意中听到这个帧的站就知道无论自己是否能够侦听到物理信号，由NAV所指出的时间段信道一定是繁忙的。

  • RTS/CTS机制

    • 可选的RTS/CTS机制使用NAV来防止隐藏终端在同一时间发送。
    • 协议开始于当A决定向B发送数据时。A首先给B发送一个RTS帧，请求对方允许自己发送一个帧给它。如果B接收到这个请求，它就以CTS帧作为应答，表明信道被清除可以发送。一且收到CTS帧，A就发送数据帧，并启动一个ACK计时器。当正确的数据帧到达后，B用一个ACK帧回复A，完成此次交流。如果A的ACK计时器超时前，ACK没有返回，则可视为发生了一个冲突，经过一次后退整个协议重新开始运行。
    • 现在让我们从C和D的角度来看这次数据交流。C在A的范围内，因此它可能会收到RTS帧。如果收到了，它就意识到很快有人要发送数据。从RTS请求帧提供的信息，可以估算出数据序列将需要传多长时间，包括最后的ACK。因此，它采取了有利于所有人的做法，停止传输任何东西，直到此次数据交换完成。它通过更新自己的NAV记录表明信道正忙，如图4-27所示。D无法听到RTS，但它确实听到了CTS，所以它也更新自己的NAV。
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  • 802.11和MACA的区别

    • 802.11中的RTS/CTS与我们在4.2节看到的MACA还是有点不同，因为每个站都能听到RTS或CTS，因而在此期间保持沉默以便ACK无冲突地通过。正因为如此，它无助于暴露终端问题的解决；正如MACA一样，只对隐藏终端有好处。大多数情况下隐藏终端很少，而且不管什么原因，CSMA/CA通过后退发送失败的站来缓解隐藏终端问题，使得传输更可能获得成功

  • 802.11的可靠性实现

    • 降低传输速率
    • 发送短帧（碎片帧
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802.11允许把帧拆分成更小的单元一称为段(fragment)，每个段有自己的校验和。标准没有固定段的大小，但把它作为一个可以由AP调整的参数。这些段独立编号，使用停-等式协议

  • 节能

  • 节能的基本机制建立在**信标帧(beacon frames)**基础上。信标帧由AP定期广播(例如每100毫秒发一个)。该帧向客户通告AP的存在，同时传递一些系统参数，比如AP的标识、时间(下一帧多久再来)和安全设置。

  • 客户端可以在它发送到AP的帧中设置一个电源管理位(power-management)，告诉AP自己进入省电模式(power-save mode)。在这种模式下，客户端可以打个盹，AP将缓冲所有发给该客户的流量。为了检查入境流量，客户端在每次信标帧来时苏醒过来，并检査作为信标帧一部分的流量图。

  • APSD 自动省电交付

    • 有了这个新机制，AP依然为休眠的客户端缓冲帧，但只在客户端发送帧到AP后才将其缓存的帧发送到客户端.这样一来，客户端可以安心进入睡眠状态，直到它有更多的流量需要发送(和接收)才醒来

  • QOS：802.11中的帧间间隔

    • DIFS：常规数据帧之间的间隔
    • SIFS：
      • ACK帧
      • 其他控制帧比如RTS和CTS
      • 碎片帧
    • AIFS1
      • 高优先级帧
    • AIFS4 低优先级帧。后台流量一类
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  • QOS:TXOP

    • 帧大小相同时，当单独以6Mbps和54Mbps速率发送时，发送方将获得自己的速率
    • 两个站点：6Mbps和54Mbps，不使用TXOP，当它们一起发送时
      • 都达到5.4Mbps的平均水平.()
      • 此时标准：发送帧的大小相同
    • 两个站点：6Mbps和54Mbps，使用TXOP，当它们一起发送时
      • 分别得到3Mbps和27Mbps的吞吐量。（各自的速率除以站点的数量）
      • 此时标准：发送的时间相同

  • MAC层的帧

    • 数据帧
    • 控制帧
      • RTS,CTS,ACK
    • 管理帧
      • 信标和探针帧

4.4.4 802.11帧结构

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数据帧的第二个字段为持续时间(Duration)字段，它通告本帧和其确认将会占用信道多长时间，按微秒计时。该字段会出现在所有帧中，包括控制帧，其他站使用该字段来管理各自的NAV机制。

接下来是地址字段。发往AP或者从AP接收的帧都具有3个地址，这些地址都是标准的IEEE802格式。第一个地址是接收方地址，第二个地址是发送方地址。很显然，这两个地址是必不可少的，那么第三个地址是做什么用的呢?请记住，当帧在一个客户端和网络中另一点之间传输时，AP只是一个简单的中继点。这网络中的另一点也许是一个远程客户端，或许是Internet接入点。第三个地址就指明了这个远程端点

ppt上第三个地址给的例子是路由器。就当路由器把。

我也不知道是哪一节。所以没写节号。

  • 802.2：LLC
    • 运行在802.3和其他802协议之上
      • 通过向网络层提供单一格式和接口，隐藏各种802网络之间的差异
    • LLC提供三种不同的服务选项
      • 不可靠数据报服务
        • 或者叫最大努力数据报服务
      • ACK数据报服务
        • 有差错控制
      • 可靠的面向连接的服务
        • 有差错控制和流量控制
  • LLC的位置和协议格式
    • 55.png

4.8 数据链路层交换

  • 802.x到802.y的网桥
  • 本地网络互连
  • 生成树网桥 Spanning Tree Bridges
  • 远地网桥 Remote Bridges
  • Repeaters, Hubs, Bridges, Switches, Routers,Gateways
  • 虚拟局域网 Virtual LANs

4.8.1 本地网络互连

  • 交互需要
  • 可能分布在几个建筑上
  • 将单个局域网分割成几个独立的局域网，以此来适应负载（多个冲突域
  • 物理距离2500m
  • 可靠
  • 安全

4.8.2 看看网桥

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自学习网桥（透明） Learning Bridge

  • 混杂模式运行

    • 接收在局域网上的每一帧

  • 站点表

    • 列出所有的可能的目的地并能分辨出其所在的局域网

  • 传入帧的发送过程

    • 如果目标局域网和源局域网相同，丢弃该帧（不需要转发
    • 如果不同，转发该帧
    • 如果目标局域网未知或者该帧是广播地址或者组地址，则使用泛洪算法
      • 泛洪算法：对于每个发向未知目标地址的入境，网桥将它输出到所有的端口，但它来的那个输入端口除外

  • 站点表：逆向学习

    • 初始化
      • 网桥刚接入的时候，所有的哈希表都是空的
    • 增加
      • 网桥在混杂模式下工作，所以可以看到每个发送帧的局域网
      • 通过观察帧的源地址，可以分辨局域网上哪些设备是可用的。
      • 若源站不在转发表中，那就将对应的MAC地址加入到转发表中，打上时间戳。若是已经存在，就更新时间戳

  • 动态拓扑

    • 当打开、关闭或者移动机器和桥时，网络的拓扑结构会发生变化。为了处理这种动态的拓扑结构，一旦构造出一个哈希表项后，帧的到达时间也被记录在相应的表项中。当帧到达时，如果它的源地址已经在表中，那么对应表项中的时间值被更新为当前时间。
    • 因此，与每个表项相关联的时间值反映了网桥最后看到该机器发出一帧的时间。
    • 在网桥中有一个进程定期扫描哈希表，并且将那些时间值在几分钟以前的表项都清除掉

      几分钟时间过长，意味着对应的拓扑结构大概率发生了改变，所以清掉。

  • 直通式交换(cut-through switching)
    • 网桥只要看到MAC地址就可决定如何转发帧，有可能一旦从入境线路输入帧的目的地址字段马上就可转发，此时帧的其余部分还在输入，即在完整接收一帧之前就开始了转发(当然，前提是输出线路可用)。这种设计降低了帧通过网桥的延退，以及网桥必须能缓冲的帧数。这种转发方式称为直通式交换(cut-through switching)或虫孔路由(wormhole routing)，

4.8.3 生成树网桥

生成树用来解决网内循环。

  • 生成树算法

    • 为了建立生成树，网桥运行一个分布式算法。

    • 每个网桥周期性地从它的所有端口广播个配置消息给邻居，同时处理来自其他网桥的消息，处理过程如同下面描述的那样。

    • 这些消息不被转发，因为它们的用途是构建树，这棵树将被用于随后帧的转发。

    • 全体网桥必须首先选择一个网桥作为生成树的根。为了作出这种选择，每个网桥在自己的配置消息中包含一个标识符，以及它们认为应该作为根的网桥的标识符。网桥标识符基于MAC地址，而MAC地址由网卡制造商预先设置好，能确保全世界独一无二。因此， 网桥标识符的生成既便利又具有唯一性。网桥选择具有最低标识符的网桥成为生成树的根。 经过足够的消息交换和扩散，最终所有网桥将都同意这个根

    • 然后，构造从根到每个网桥的最短路径树

    • 从根通过B2或B3都可到达B4，最短路径均为两跳。为了打破这种平局，选择一条经过具有最低标识符的网桥的路径，因此到达B4的路径通过B2。

    • 为了找到这些最短路径，网桥在它们的配置消息中还包括与根的距离。每个网桥记住它找到的到根的最短路径。然后，网桥关闭那些不属于最短路径一部分的端口。
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4.8.4 中继器／集线器／网桥／交换机／路由器和网关

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  • 中继器

    • 即物理层中， 我们可以看到有中继器。中继器是模拟设备，主要用来处理自己所连的线缆上的信号。在一个线缆上出现的信号被清理、放大，然后再被放到另一个线缆上。中继器并不理解帧数据包或帧头，它们只知道把比特编码成电压的符号。

  • 集线器

    • 集线器有许多条输入线路，它将这些输入线路连接在一起。从任何条线路上到达的帧都被发送到所有其他的线路上。如果两帧同时到达，它们将会冲突， 就好像它们在同一根同轴电缆上遇到后发生碰撞一样。连接到同一个集线器上的所有线路必须以同样的速度运行。集线器与中继器不同，它们(通常)不会放大入境信号，并且可以有多个输入线路

  • 网桥

    • 网桥连接两个或多个局域网。跟集线器一样，一个现代网桥有多个端口，通常具有4~48条某种类型的输入线。与集线器不同的是网桥的每个端口被隔离成它自己一个冲突域；如果端口是全双工的点到点线路，则需要用到 CSMA/CD算法。当到达一帧时，网桥从帧头提取出帧的目的地址，并用该地址査询一张应该把帧发往哪里去的表

    • 网桥比集线器提供了更好的性能，隔离网桥端口还意味着输入线路可以不同的速度运行，甚至可以是不同的网络类型。

    • 网桥最初是被用来连接不同种类的局域网，例如，把一个以太网和令牌环网连接在起。然而，由于不同局域网之间的差异，这方面的工作总是做得不是很好。

  • 交换机

    • 网桥倾向于连接相对数目较少的局域网，因而端口数也相对较少。现在”交换机”一词更为流行。此外，现代交换机的安装都使用了点到点链接(例如双绞线)，单个计算机通过双绞线直接插入到交换机端，因此交换机的端口数往往有许多个。

    • 交换机是现代网桥的另一个称呼。它们的差异更多地体现在市场上而不是技术方面。

下面这个比较重要
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  • 路由器

    • 当一个数据包进入到路由器时，帧头和帧尾被剥掉，帧的有效载荷字段中(如图4-45中的阴影部分)的数据包被传给路出软件。路由软件利用数据包的头信息来选择输出线路。对于一个IP数据包，包头将包含一个32位(IPv4)或者128 位(IPv6)地址，而不是48位的IEEE802地址。

  • 传输网关

    • 再往上一层我们可以发现传输网关。它们将两台使用了不同面向连接传输协议的计算机连接起来。

  • 应用网关

    • 最后，应用网关能理解数据的格式和内容，并且可以将消息从一种格式转换为另一种格式

4.8.5 虚拟局域网

  • 广播风暴
    • 局域网的容量会被这些广播帧占据
    • 设备仅仅处理和丢弃这些帧就会发生瘫痪

所以将一个局域网分割成几个虚拟局域网。

  • VLAN和配置表

    • 为了使VLAN正常地运行，网桥必须建立配置表。这些配置表指明了通过哪些端口可以访问到哪些VLAN。当一帧到来时，比如说来自灰色VLAN，那么这帧必须被转发到所有标记为G的端口。这一条规则对于网桥不知道目的地位置的普通流量(即单播)以及组播和广播流量都适用。注意，一个端口可以标记为多种VLAN颜色。
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  • VLAN帧格式

    • VLAN段四字节，所以这时最长帧是1522字节
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  • VLAN感知

    • 因为存在一些计算机(和交换机)无法感知VLAN，因此第一个VLAN感知的网桥在帧上添加一个VLAN字段，路径上的最后一个网桥把添加的VLAN字段删除。
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