完全理想化数据传输所基于两个假定.ppt
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1、完全理想化的数据传输所基于 的两个假定 假定 1: 链路是理想的传输信道,所传 送的任何数据既不会出差错也不会丢失 。 假定 2: 不管发方以多快的速率发送数 据,收方总是来得及收下,并及时上交 主机。 这个假定就相当于认为:接收端向主 机交付数据的速率永远不会低于发送端发 送数据的速率。 具有最简单流量控制的数据链 路层协议 现在去掉上述的第二个假定。但是,仍 然保留第一个假定,即主机 A 向主机 B 传输数据的信道仍然是无差错的理想信 道。然而现在不能保证接收端向主机交 付数据的速率永远不低于发送端发送数 据的速率。 由收方控制发方的数据流,乃是计算机 网络中流量控制的一个基本方法。 两种
2、情况的对比(传输均无差错) AB DATA DATA DATA DATA 送主机 B 送主机 B 送主机 B 送主机 B AB DATA 送主机 B DATA 送主机 B 时 间 不需要流量控制需要流量控制 实用的停止等待协议 时 间 AB DATA0 送 主 机 ACK DATA1 送 主 机 ACK (a) 正常情况 AB DATA0 DATA0 送 主 机 ACK (c) 数据帧丢失 重 传 tout 丢 失 ! AB DATA0 送 主 机 ACK DATA0 丢 弃 ACK (d) 确认帧丢失 重 传 tout丢 失 ! AB DATA0 NAK DATA0 送 主 机 ACK (b
3、) 数据帧出错 重 传 出错 四种情况 几种常见协议 停止等待协议 连续ARQ协议 选择重传ARQ协议 面向比特的链路控制规程HDLC 停止等待协议的算法 这里不使用否认帧(实用的数据链路层协议大 都是这样的),而且确认帧带有序号 n。 按照习惯的表示法,ACKn 表示“第 n 1 号帧 已经收到,现在期望接收第 n 号帧”。 ACK1 表示“0 号帧已收到,现在期望接收的下 一帧是 1 号帧”; ACK0 表示“1 号帧已收到,现在期望接收的下 一帧是 0 号帧”。 停止等待协议中数据帧和确认帧的 发送时间关系 AB DATA DATA ACK 传播时延 tp 处理时间 tpr 确认帧发送时
4、间 ta 传播时延 tp 处理时间 tpr tT 时间 两个成功发送的 数据帧之间的 最小时间间隔 数据帧的 发送时间 tf 设置的 重传时间 tout 停止等待协议 ARQ 的优缺点 优点:比较简单 。 缺点:通信信道的利用率不高,也就是说,信 道还远远没有被数据比特填满。 为了克服这一缺点,就产生了另外两种协议, 即连续 ARQ 和选择重传 ARQ。这将在后面进 一步讨论。 连续 ARQ 协议的工作原理 DATA0 DATA1 DATA2 DATA3 DATA4 DATA5 重传 DATA2 重传 DATA3 ACK1 ACK2 ACK1 确认 DATA0 ACK2 确认 DATA1 DA
5、TA2 出错,丢弃 DATA3 不按序,丢弃,重传 ACK2 DATA4 不按序,丢弃,重传 ACK2 DATA5 不按序,丢弃,重传 ACK2 ACK3 ACK3 确认 DATA2 ACK4 确认 DATA3 ACK4 重传 DATA5 重传 DATA4 超 时 重 传 时 间 AB tout 送交主机 送交主机 ? ACK2 ACK2 ACK2 需要注意: (1) 接收端只按序接收数据帧。虽然在有差错的 2号帧之 后接着又收到了正确的 3 个数据帧,但接收端都必须将 这些帧丢弃,因为在这些帧前面有一个 2 号帧还没有收 到。虽然丢弃了这些不按序的无差错帧,但应重复发送 已发送过的最后一个确
6、认帧(防止确认帧丢失)。 (2) ACK1 表示确认 0 号帧 DATA0,并期望下次收到 1 号 帧;ACK2 表示确认 1 号帧 DATA1,并期望下次收到 2 号帧。依此类推。 需要注意: (3) 结点 A 在每发送完一个数据帧时都要设置该帧的超时 计时器。如果在所设置的超时时间内收到确认帧,就立 即将超时计时器清零。但若在所设置的超时时间到了而 未收到确认帧,就要重传相应的数据帧(仍需重新设置 超时计时器)。 在等不到 2 号帧的确认而重传 2 号数据帧时,虽然 结点 A 已经发完了 5 号帧,但仍必须向回走,将 2号帧 及其以后的各帧全部进行重传。连续 ARQ 又称为Go- back
7、-N ARQ,意思是当出现差错必须重传时,要向回 走 N 个帧,然后再开始重传。 需要注意: (4) 以上讲述的仅仅是连续 ARQ 协议的工作原理。协议 在具体实现时还有许多的细节。例如,用一个计时器就 可实现相当于 N 个独立的超时计时器的功能。 发送 网上各站点在任何时刻只要需要,就可以自由地发送信 息(以帧的形式)。 信息发送完毕,发送站等待一段时间,等待时间等于信 道上最远的两个站之间的传输时延的两倍。 若在等待时间内收到接收站的确认信息,则表明发送成 功,否则重发该数据帧。但为了避免继续冲突,各站需 等待一段随机时间后再重发;若再产生冲突,则再等待 一段随机时间再重发 若多次重发都失
8、败(仍收不到确认信息),则停止发送 该帧。 ALOHA协议的最大特点是“想说就说”。 纯ALOHA协议之原理 纯ALOHA协议之原理 接收 接收站根据“帧校验字段”(同HDLC帧)值对所接 收的帧进行差错检验。 如果检验无差错,而且地址相符,接收站就发送一 个确认帧。否则就丢弃所接收的帧。 帧可能因信道噪声或同一时间其他站点传输发出的 帧而损坏 (发生冲突了)。任何帧相遇都会立即产生 冲突(collision) 纯ALOHA协议最大的缺点是最大吞吐率不到理想 值的18% (吞吐率:成功发送的信息数与实际发送的 信息数之比)。 在一定时间间隔中,信道输出了三个信息包 。由图可见,虽然信道中载有7
9、个信息包 ,实际上只有3个信息包成功发射。其平 均通过量为37。 1 U 2 U 3 U 信道 t 重发 重发再重发 重发 碰撞碰撞成功成功成功 时隙ALOHA协议 ALOHA的改进版,1972年由Robert提出,可将吞吐率提 高一倍。 将信道时间分为等长的时间长度,每个长度正好等于一个 帧的传输时间(又称“时隙”或“分槽“)。 所有站点的时钟必须保持同步。 各站只能在时隙的起始时间才能开始发送信息。 这样只 有那些都在同一个时隙开始进行传输的帧才有可能冲突 。 故此可能发生冲突的危险区比ALOHA降低了大约一半 ,在任一帧传输时无其他帧发送的概率约为0.368,即信 道的吞吐率最大可达37
10、%。 S-ALOHA 1 U 信道 重发 重发 重发 再重发 碰撞 碰撞成功成功成功 2 U 3 U l从信道-时间图看,S-ALOHA平均通过量和P-ALOHA是一 样的,均为3/7。 l实际中,若考虑的时限增长,用户增多,其成功率要比 P-ALOHA高。 P-ALOHA 与S-ALOHA对比 a 呼叫量 ALOHA系统的通过量曲线 载波监听多路访问协议 CSMA protocol 纯ALOHA和时隙ALOHA的传输效率都不高,主要原因 是各站独立地决定发送的时刻,使得冲突的概率很高,信道 利用率下降。 CSMA要求各站在发送之前先监听信道上是否有其他站 点正在传送(载波监听)。如果有,就稍
11、候;如果无, 就发送。 如果多个站点同时发送,就会产生冲突,导致信息混淆 ,传输失败。 站点在传输后将等待一定时间(往返时间加上确认帧争 用时间)以接收确认帧。收不到确认(因冲突)就重传。 最大吞吐率远远超过纯ALOHA和时隙ALOHA,取决于 传播时间(媒体长度)和帧的长度:帧越长,传播时间 越短,吞吐率越高。 载波监听多路访问协议CSMA(Carrier Sense Multiple Access Protocols) 载波监听(Carrier Sense) 站点在为发送帧而访问传输信道之前,首先监听信 道有无载波,若有载波,说明已有用户在使用信道 ,则不发送帧以避免冲突。 多路访问(Mu
12、ltiple Access) 多个用户共用一条线路 监听算法 使用CSMA,需要某种算法来规定发现信道忙 时各站点应该采取的策略。 于是就有了几种采用不同载波监听策略的 CSMA技术: 非坚持CSMA 1-坚持CSMA P-坚持CSMA 性能: CSMA 时隙 ALOHA 纯 ALOHA 非坚持CSMA 信道监听信道监听 如果信道忙 ,等待一个随机 时间,然后再次 对信道进行监听 。 如果信道空 闲,刚立即发送 。 发现冲突发现冲突 等待一个随 机时间,然后重 新开始。 1-坚持CSMA 信道监听信道监听 如果信道忙, 继续监听信道,一 旦发现信道空闲, 立即发送。 发现冲突发现冲突 等待一个
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