Таненбаум Э. Компьютерные сети

Подождите немного. Документ загружается.

294 Глава 4. Подуровень управления доступом к среде

Протоколы коллективного доступа 295

Те же самые аргументы применимы и к временному уплотнению (TDM, Time

Division Multiplexing — мультиплексная передача с временным разделением).

Каждому пользователю в данном случае статически выделяется ЛГ-й интервал вре-

мени. Если интервал не используется абонентом, то он просто пропадает. С тем

же успехом можно разделить сети физически. Если взять 100-мегабитную сеть и

сделать из нее десять 10-мегабитных, статически распределив по ним пользова-

телей, то в результате средняя задержка возрастет с 200 мкс до 2 мс.

Таким образом, ни один статический метод распределения каналов не годит-

ся для пульсирующего трафика, поэтому далее мы рассмотрим динамические

методы.

Динамическое распределение каналов

в локальных и региональных сетях

Прежде чем приступить к рассмотрению многочисленных методов распределе-

ния каналов, следует тщательно сформулировать решаемую проблему. В основе

всех разработок в данной области лежат следующие пять допущений.

1. Станционная модель. Модель состоит из JV независимых станций (компьюте-

ров, телефонов, персональных средств связи и т. д.), в каждой из которых

программа пользователя формирует кадры для передачи. Станции иногда на-

зывают терминалами. Вероятность формирования кадра в интервале времени

At равна Akt, где к является константой (скорость прибытия новых кадров).

Как только кадр сформирован, станция блокируется и ничего не делает, пока

кадр не будет успешно передан.

2. Предположение о едином канале. Единый канал доступен для всех. Все

станции могут передавать и принимать данные по нему. С точки зрения аппа-

ратуры все станции считаются равными, хотя программно протокол может

устанавливать для них различные приоритеты.

3. Допущение о коллизиях. Если два кадра передаются одновременно, они пе-

рекрываются по времени, в результате сигнал искажается. Такое событие на-

зывается конфликтом, или коллизией. Все станции могут обнаруживать кон-

фликты. Искаженный вследствие конфликта кадр должен быть передан

повторно. Других ошибок, кроме тех, которые вызваны конфликтами, нет.

4а. Непрерывное время. Передача кадров может начаться в любой момент вре-

мени. Не существует никаких синхронизирущих импульсов, которые делили

бы время на дискретные интервалы.

46. Дискретное время. Время разделено на дискретные интервалы (такты). Пере-

дача кадра может начаться только с началом такта. Один временной интервал

может содержать 0, 1 или более кадров, что соответствует свободному интер-

валу, успешной передаче кадра или коллизии.

5а. Контроль несущей. Станции могут определить, свободна или занята линия,

до ее использования. Если канал занят, станции не будут пытаться переда-

вать кадры по нему, пока он не освободится.

56. Отсутствие контроля несущей. Станции не могут определить, свободна или

занята линия, пока не попытаются ее использовать. Они просто начинают пе-

редачу. Только потом они могут определить, была ли передача успешной.

О приведенных ранее допущениях следует сказать несколько слов. Первое

допущение утверждает, что станции независимы и работают с постоянной скоро-

стью. Также неявно предполагается, что у каждой станции имеется только один

пользователь или программа, поэтому пока станция заблокирована, она не про-

изводит никакой работы. Более сложные модели рассматривают многопро-

граммные станции, которые могут работать в заблокированном состоянии, одна-

ко и анализ подобных станций намного сложнее.

Допущение о едином канале является, на самом деле, центральным в данной

модели. Никаких внешних каналов связи нет. Станции не могут тянуть руки,

привлекая к себе внимание и убеждая учителя спросить их.

Допущение о коллизиях также является основным, хотя в некоторых систе-

мах (особенно в системах с расширенным спектром) данное допущение звучит

не столь строго, что приводит к неожиданным результатам. Кроме того, в неко-

торых локальных сетях, например в сети token ring (маркерное кольцо), приме-

няется механизм разрешения коллизий, реализуемый за счет специальных паке-

тов — маркеров, передающихся от станции к станции. Помещать в канал кадр

может только тот, у кого в данный момент находится маркер. Далее мы обсудим

модель моноканала с конкуренцией и коллизиями.

Для времени существует два альтернативных допущения. В одних системах

время может быть непрерывным (4а), в других — дискретным, поэтому мы рас-

смотрим оба варианта.

Аналогично этому, контроль несущей также реализован не во всех системах.

Станции локальных сетей обычно знают, когда линия занята, однако в беспро-

водных сетях контроля несущей нет, потому что отдельно взятая станция не мо-

жет «слышать» все остальные из-за разницы частотных диапазонов. Станции

проводных сетей с контролем несущей могут приостанавливать собственную пе-

редачу, обнаружив коллизию. Обратите внимание на слово «несущая». В данном

случае оно означает электрический сигнал, распространяющийся по каналу

Протоколы коллективного доступа

Известно много алгоритмов коллективного доступа. В следующих разделах будут

рассмотрены наиболее интересные алгоритмы и даны примеры их применения.

Система ALOHA

В 70-х годах Норман Абрамсон (Norman Abramson) и его коллеги из Гавайского

университета разработали новый элегантный метод решения проблемы распре-

деления каналов. Их труды впоследствии стали основой многих исследований

Слово «carrier» («несущая») в английском языке означает также «перевозчик». — Примеч. перев.

296 Глава 4. Подуровень управления доступом к среде

(Abramson, 1985). Хотя в работе Абрамсона, получившей название ALOHA, ис-

пользовалась широковещательная радиосвязь со стационарными передатчиками,

основная идея применима к любой системе, в которой независимые пользователи

соревнуются за право использования одного общего канала.

В данной главе мы рассмотрим две версии системы ALOHA: чистую и дис-

кретную. Они отличаются тем, делится ли время на дискретные интервалы, в те-

чение которых передаются кадры, или нет. В чистой системе ALOHA не требует-

ся общая синхронизация времени, а в дискретной требуется.

Чистая система ALOHA

В основе системы ALOHA лежит простая идея: разрешить пользователям переда-

чу, как только у них появляются данные для отсылки. Конечно, при этом будут

столкновения, и столкнувшиеся кадры будут разрушены. Однако благодаря

свойству обратной связи широковещательной системы отправитель всегда может

установить, дошел ли его кадр до получателя или был разрушен. Для этого ему

нужно просто прослушивать канал, как это делают все остальные пользователи.

В локальных сетях обратная связь мгновенная, а в спутниковых системах сущест-

вует задержка в 270 мс, и только после этого отправитель может узнать, насколь-

ко успешной была передача. Если кадр был уничтожен, отправитель просто вы-

жидает некоторое случайное время и пытается переслать этот кадр снова. Время

ожидания должно быть случайным. В противном случае при равных фиксиро-

ванных интервалах времени ожидания коллизии будут повторяться снова и сно-

ва. Системы, в которых несколько пользователей используют один общий канал

таким способом, что время от времени возникают конфликты, называются систе-

мами с конкуренцией.

На рис. 4.1 показан пример формирования кадров в системе ALOHA. Все кадры

на нашем рисунке имеют один размер, так как при этом пропускная способность

системы сделана максимальной именно за счет фиксированного размера кадров.

Пользователь

•

• • •

Время

Рис. 4.1. В чистой системе ALOHA кадры передаются в абсолютно произвольное время

Когда два кадра одновременно пытаются занять канал, они сталкиваются и уни-

чтожаются. Даже если только один первый бит второго кадра перекрывается по-

следним битом первого кадра, оба кадра уничтожаются полностью. При этом оба

Протоколы коллективного доступа 297

кадра будут переданы позднее повторно. Контрольная сумма не может (и не

должна) отличать полную потерю информации от частичной. Потеря есть потеря.

Самым интересным в данной ситуации является вопрос об эффективности

канала системы ALOHA. Другими словами, какая часть всех передаваемых кад-

ров способна избежать коллизий при любых обстоятельствах? Сначала рассмот-

рим бесконечное множество интерактивных пользователей, сидящих за своими

компьютерами (станциями). Пользователь всегда находится в одном из двух со-

стояний: ввод с клавиатуры и ожидание. Вначале все пользователи находятся в

состоянии ввода. Закончив набор строки, пользователь перестает вводить текст,

ожидая ответа. В это время станция передает кадр, содержащий набранную стро-

ку, и опрашивает канал, проверяя успешность передачи кадра. Если кадр пере-

дан успешно, пользователь видит ответ и продолжает набор. В противном случае

пользователь ждет, пока кадр не будет передан.

Пусть «время кадра» означает интервал времени, требующийся для передачи

стандартного кадра фиксированной длины (то есть длину кадра, деленную на

скорость передачи данных). На данный момент мы предполагаем, что бесконеч-

ное количество пользователей порождает новые кадры, распределенные по Пу-

ассону со следующим средним значением: N кадров за время кадра. (Допущение

о бесконечном количестве пользователей необходимо для того, чтобы гарантиро-

вать, что величина N не станет уменьшаться по мере блокирования пользовате-

лей.) Если N> 1, это означает, что сообщество пользователей формирует кадры с

большей скоростью, чем может быть передано по каналу, и почти каждый кадр

будет страдать от столкновений. Мы будем предполагать, что 0 < N< 1.

Помимо новых кадров, станции формируют повторные передачи кадров, по-

страдавших от столкновений. Допустим также, что вероятность k попыток пере-

дачи старых и новых кадров за время кадра также имеет пуассоновское распре-

деление со средним значением G за время кадра. Очевидно, что G>N. При

малой загрузке канала (то есть при N« 0) столкновений будет мало, поэтому ма-

ло будет и повторных передач, то есть G&N. При большой загрузке канала

столкновений будет много, а следовательно, G> N. Какая бы ни была нагрузка,

производительность канала 5 будет равна предлагаемой загрузке G, умноженной

на вероятность успешной передачи, то есть S = GP

, где Р

— вероятность того,

что кадр не пострадает в результате коллизии.

Кадр не пострадает от коллизии в том случае, если в течение интервала вре-

мени его передачи не будет послано больше ни одного кадра, как показано на

рис. 4.2. При каких условиях затененный кадр будет передан без повреждений?

Пусть t — это время, требуемое для передачи кадра. Если какой-либо пользова-

тель сформирует кадр в интервале времени между t

и t

+1, то конец этого кадра

столкнется с началом затененного кадра. При этом судьба затененного кадра

предрешена еще до того, как будет послан его первый бит, однако, поскольку в

чистой системе ALOHA станции не прослушивают канал до начала передачи, у

них нет способа узнать, что канал занят и по нему уже передается кадр. Анало-

гичным образом любой другой кадр, передача которого начнется в интервале от

+1 до t

+ 2t, столкнется с концом затененного кадра.

298 Глава 4. Подуровень управления доступом к среде

Столкновение

с началом

затененного

кадра

Столкновение

с концом

затененного

кадра

Уязвимый.

период

+2t

(о + 3 f Время

Рис. 4.2. Опасный интервал времени для затененного кадра

Вероятность того, что в течение времени кадра будет сформировано k кадров,

можно вычислить по формуле распределения Пуассона:

Рг[*]

(4.2)

Таким образом, вероятность формирования нуля кадров в течение этого ин-

тервала времени равна е~

. Среднее количество кадров, сформированных за ин-

тервал времени длиной в два кадра, равно 2G. Вероятность того, что никто не

начнет передачу в течение всего опасного периода, равна Р

= e~

. Учитывая, что

5 = GP

, получаем:

S=Ge-

Зависимость производительности канала от предлагаемого трафика показана

на рис. 4.3. Максимальная производительность достигает значения 5= 1/2е, что

приблизительно равно 0,184 при G = 0,5. Другими словами, лучшее, на что мы

можем надеяться, — это использовать канал на 18 %. Этот результат несколько

разочаровывает, однако в случае, когда каждый передает, когда хочет, трудно

ожидать стопроцентного успеха.

Дискретная система ALOHA

В 1972 г. Роберте (Roberts) опубликовал описание метода, позволяющего удво-

ить производительность систем ALOHA (Roberts, 1972). Его предложение за-

ключалось в разделении времени на дискретные интервалы, соответствующие

времени одного кадра. При таком подходе пользователи должны согласиться с

определенными временными ограничениями. Одним из способов достижения

синхронизации является установка специальной станции, испускающей синхро-

низирующий сигнал в начале каждого интервала.

Протоколы коллективного доступа 299

Дискретная ALOHA: S = Ge~

3,0

0,5 1,0 1,5 2,0

G (количество попыток за время кадра)

Рис. 4.3. Зависимость производительности канала от предлагаемого трафика для систем ALOHA

В системе Робертса, известной под названием дискретная ALOHA, в отличие

от чистой системы ALOHA Абрамсона, компьютер не может начинать передачу

сразу после нажатия пользователем клавиши Enter. Вместо этого он должен дож-

даться начала нового такта. Таким образом, непрерывная чистая система

ALOHA превращается в дискретную. Поскольку опасный временной интервал

теперь становится в два раза короче, вероятность отсутствия передачи по каналу

за тот же интервал времени, в течение которого передается тестовый кадр, равна

е~

. В результате получаем:

S=Ge~

. (4.3)

Как видно из рис. 4.3, дискретная система ALOHA имеет пик при G = 1. При

этом производительность канала составляет S = 1/е, что приблизительно равно

0,368, то есть в два раза больше, чем в чистой системе ALOHA. Для дискретной

системы ALOHA в оптимальной ситуации 37 % интервалов будут пустыми,

37 % — с успешно переданными кадрами и 26 % — со столкнувшимися кадрами.

При увеличении количества попыток передачи в единицу времени G количество

пустых интервалов уменьшается, но увеличивается количество конфликтных

интервалов. Чтобы увидеть, насколько быстро растет количество конфликтных

интервалов, рассмотрим передачу тестового кадра. Вероятность того, что он из-

бежит столкновения, равна е~

. Фактически, это вероятность того, что все ос-

тальные пользователи будут молчать в течение данного тактового интервала. Та-

ким образом, вероятность столкновения равна 1 - e~

. Вероятность передачи

кадра ровно за k попыток (то есть после k - 1 столкновения, за которыми после-

дует успешная передача), равна

Ожидаемое число попыток передачи для одного кадра равно

=£

300 Глава 4. Подуровень управления доступом к среде

Протоколы коллективного доступа 301

Поскольку число попыток передачи для одного кадра Е экспоненциально за-

висит от количества попыток передачи в единицу времени G, небольшое увели-

чение нагрузки в канале может сильно снизить его производительность.

Дискретная система ALOHA чрезвычайно важна по одной причине, которая

на первый взгляд не кажется очевидной. Она появилась в 1970-х годах, применя-

лась в некоторых экспериментальных системах, затем была почти забыта. Когда

был изобретен метод доступа в Интернет по кабельным сетям, вновь возникла

проблема распределения единственного канала между большим числом конку-

рирующих абонентов. Тогда с полок достали запыленные описания дискретной

ALOHA. He раз уже было так, что вполне работоспособные протоколы и методы

оказывались невостребованными по политическим причинам (например, когда

какая-нибудь крупная компания выражала желание, чтобы все на свете исполь-

зовали исключительно ее продукцию), однако по прошествии многих лет какой-

нибудь мудрый человек вспоминал о существовании одного древнего метода,

способного решить современную проблему. По этой причине мы изучим в этой

главе ряд элегантных протоколов, которые сейчас широко не используются, но

запросто могут оказаться востребованными в будущем — если, конечно, об их су-

ществовании будет знать достаточное количество разработчиков сетей. Разуме-

ется, мы изучим и используемые в настоящее время протоколы.

Протоколы множественного доступа

с контролем несущей

В дискретной системе ALOHA максимальный коэффициент использования ка-

нала, который может быть достигнут, равен 1/е. Такой скромный результат не-

удивителен, поскольку станции передают данные, когда хотят, не считаясь с тем,

что делают остальные станции. В такой системе неизбежно возникает большое

количество коллизий. Однако в локальных сетях можно организовать процесс та-

ким образом, что станции будут учитывать поведение друг друга. За счет этого

можно достичь значения коэффициента использования канала значительно

большего, чем 1/е. В данном разделе мы рассмотрим некоторые протоколы, по-

зволяющие улучшить производительность канала.

Протоколы, в которых станции прослушивают среду передачи данных и дей-

ствуют в соответствии с этим, называются протоколами с контролем несущей.

Было разработано много таких протоколов. Кляйнрок (Kleinrock) и Тобаги

(Tobagi) в 1975 году детально исследовали несколько таких протоколов. Далее

мы рассмотрим несколько версий протоколов с контролем несущей.

Настойчивый и ненастойчивый CSMA

Первый протокол с опросом несущей, который мы рассмотрим, называется 1-на-

стойчивый протокол CSMA (Carrier Sense Multiple Access — множественный

доступ с контролем несущей). Когда у станции появляются данные для передачи,

она сначала прослушивает канал, проверяя, свободен он или занят. Если канал

занят, то есть по нему передает какая-либо другая станция, станция ждет, пока он

освободится. Когда канал освобождается, станция передает кадр. Если происхо-

дит столкновение, станция ждет в течение случайного интервала времени, затем

снова прослушивает канал и, если он свободен, пытается передать кадр еще раз.

Такой протокол называется протоколом CSMA с настойчивостью 1, так как стан-

ция передает кадр с вероятностью 1, как только обнаружит, что канал свободен.

Задержка распространения сигнала оказывает сильное влияние на произво-

дительность данного протокола. Существует небольшая вероятность того, что как

только станция начнет передачу, другая станция также окажется готовой к пере-

даче и опросит канал. Если сигнал от первой станции еще не успел достичь вто-

рой станции, вторая станция решит, что канал свободен, и также начнет передачу,

результатом чего будет коллизия. Чем больше время распространения сигнала,

тем выше вероятность столкновений и ниже производительность протокола.

Даже при нулевой задержке распространения сигнала все равно будут столк-

новения. Если две станции придут в состояние готовности в то время, когда пе-

редает какая-то третья станция, обе будут ждать, пока она не закончит передачу,

после чего сами одновременно станут передавать, и в результате произойдет

столкновение. Если бы они не были столь нетерпеливы, количество столкнове-

ний было бы меньшим. Однако даже такая система значительно лучше чистой

системы ALOHA, так как обе станции воздерживаются от передачи, пока переда-

ет третья станция. Очевидно, что благодаря этому производительность системы

с опросом несущей должна быть выше даже чем у дискретной системы ALOHA.

Вторым протоколом с опросом несущей является ненастойчивый протокол

CSMA. В данном протоколе предпринята попытка сдержать стремление станций

начинать передачу, как только освобождается канал. Прежде чем начать переда-

чу, станция опрашивает канал. Если никто не передает в данный момент по кана-

лу, станция начинает передачу сама. Однако если канал занят, станция не ждет

освобождения канала, постоянно прослушивая его и пытаясь захватить сразу,

как только он освободится, как в предыдущем протоколе. Вместо этого станция

ждет в течение случайного интервала времени, а затем снова прослушивает ли-

нию. Очевидно, данный алгоритм должен привести к лучшему использованию

канала и к большим интервалам ожидания, чем протокол CSMA с настойчиво-

стью 1.

Наконец, третий протокол, который мы рассмотрим, это протокол CSMA с

настойчивостью р. Он применяется в дискретных каналах и работает следую-

щим образом. Когда станция готова передавать, она опрашивает канал. Если ка-

нал свободен, она с вероятностью р начинает передачу. С вероятностью q-\-p

она отказывается от передачи и ждет начала следующего такта. Этот процесс по-

вторяется до тех пор, пока кадр не будет передан или какая-либо другая станция

не начнет передачу. В последнем случае станция ведет себя так же, как в случае

столкновения. Она ждет в течение случайного интервала времени, после чего на-

чинает все снова. Если при первом прослушивании канала он оказывается занят,

станция ждет следующего интервала времени, после чего применяется тот же ал-

горитм. На рис. 4.4 показана расчетная зависимость производительности канала

от предлагаемого потока кадров для всех трех протоколов, а также для чистой

и дискретной систем ALOHA.

302 Глава 4. Подуровень управления доступом к среде

CSMA с настойчивостью 0,01

Ненастойчивый CSMA

„ •

CSMA с настойчивостью 0,1

CSMA с настойчивостью 0,5

3 4 5 6 7 8 9

G (количество попыток за время кадра)

Рис. 4.4. Сравнение использования канала в зависимости от его загрузки для различных

протоколов коллективного доступа

Протокол CSMA с обнаружением конфликтов

Настойчивый и ненастойчивый протоколы CSMA, несомненно, являются улуч-

шениями системы ALOHA, поскольку они гарантируют, что никакая станция не

начнет передачу, если она определит, что канал уже занят. Еще одним шагом впе-

ред является прекращение станцией передачи, если выясняется, что произошел

конфликт. Другими словами, если две станции, обнаружив, что канал свободен,

одновременно начали передачу, они практически немедленно обнаруживают

столкновение. Вместо того чтобы пытаться продолжать передачу своих кадров,

которые все равно уже не могут быть приняты получателями, им следует прекра-

тить передачу. Таким образом экономится время и улучшается производитель-

ность канала. Такой протокол, называемый CSMA/CD (Carrier-Sense Multiple

Access with Collision Detection — множественный доступ с контролем несущей и

обнаружением конфликтов), широко применяется в локальных сетях в подуров-

не MAC. В частности, он является основой чрезвычайно популярных ЛВС

Ethernet, поэтому мы уделим некоторое время более или менее подробному рас-

смотрению CSMA/CD.

В протоколе CSMA/CD, так же как и во многих других протоколах локаль-

ных сетей, применяется концептуальная модель, показанная на рис. 4.5. В мо-

мент времени t

одна из станций закончила передачу кадра. Все остальные стан-

ции, готовые к передаче, теперь могут попытаться передать свои кадры. Если две

или более станций одновременно начнут передачу, то произойдет столкновение.

Столкновения могут быть обнаружены по мощности или длительности импуль-

са принимаемого сигнала в сравнении с передаваемым сигналом.

Обнаружив коллизию, станция прекращает передачу, ждет случайный период

времени, после чего пытается снова при условии, что к этому моменту не начала

передачу другая станция. Таким образом, наша модель протокола CSMA/CD бу-

Протоколы коллективного доступа 303

дет состоять из чередования периодов конкуренции и передачи, а также перио-

дов простоя канала (когда все станции молчат).

Кадр

Период

передачи t

ПНИ

Период

юнкуренци*

Кадр

Интервалы

конкуренции

А,

IIIIIIII

Кадр

Период

простоя

Кадр

Время —•

Рис. 4.5. Протокол CSMA/CD может находиться в одном из трех состояний: конкуренции,

передачи и простоя

Рассмотрим более подробно алгоритм борьбы за право передачи по каналу.

Предположим, две станции одновременно начали передачу в момент времени t

Сколько понадобится времени на то, чтобы они поняли, что произошло столкно-

вение? От ответа на этот вопрос зависит длина периода конкуренции, а следова-

тельно, величина задержки и производительность канала. Минимальное время

обнаружения конфликта равно времени распространения сигнала от одной стан-

ции до другой.

Исходя из этих рассуждений, можно предположить, что станция, которая не

слышит столкновения в течение времени, требующегося для прохождения сиг-

нала по всему кабелю, может быть уверена, что ей удалось захватить кабель. Под

термином «захватить» имеется в виду, что все остальные станции знают, что эта

станция передает, и не будут сами пытаться передавать. Однако такое заключе-

ние неверно. Рассмотрим следующий сценарий. Пусть время, необходимое для

прохождения сигнала между двумя самыми дальними станциями, равно т. В мо-

мент времени t

одна из станций начинает передачу. Через интервал времени

т - е, за мгновение до того, как сигнал достигнет самой дальней станции, та стан-

ция также начинает передавать. Конечно, почти мгновенно она обнаруживает

столкновение и останавливается, но всплеск шума, вызванный столкновением,

достигает передающей станции только через интервал времени 2т - б с момента

начала передачи. Другими словами, станция не может быть уверена в том, что за-

хватила канал, до тех пор, пока не пройдет интервал времени 2т с момента нача-

ла передачи. По этой причине для моделирования интервала конкуренции мы

будем использовать дискретную систему ALOHA с шириной интервала 2т. В ко-

аксиальном кабеле длиной 1 км т * 5 мкс. Для простоты мы будем предполагать,

что каждый интервал времени 2т содержит всего 1 бит. Как только канал захва-

чен, станция может передавать с любой скоростью, не обязательно 1 бит за 2т с.

Следует отметить, что обнаружение столкновения является аналоговым про-

цессом. Аппаратура станции должна прослушивать кабель во время передачи.

При этом, если то, что она слышит, отличается от того, что она передает, станция

понимает, что произошло столкновение. Способ кодирования сигнала должен

304 Глава 4, Подуровень управления доступом к среде

Протоколы коллективного доступа 305

позволять определять столкновения (например, столкновение двух сигналов

в О В в явном виде не так просто обнаружить). По этой причине используется

специальное кодирование.

Передающая станция должна постоянно прослушивать канал, выявляя вспле-

ски шума, которые могут означать столкновение. По этой причине CSMA/CD с

моноканалом считается полудуплексной системой. Станция не может одновре-

менно передавать и принимать кадры, поскольку задействован механизм обрат-

ной связи для определения столкновений.

Во избежание неправильного понимания вопроса следует также отметить, что

ни один протокол подуровня MAC не может гарантировать надежную доставку.

Даже при отсутствии столкновений получатель может не получить правильную

копию кадра по различным причинам (например, из-за нехватки места в буфере

или пропущенного прерывания).

Протоколы без столкновений

Хотя в протоколе CSMA/CD столкновения не могут происходить после того, как

станция захватывает канал, они могут случаться в период конкуренции. Эти

столкновения снижают производительность системы, особенно при большой

длине кабеля (то есть при больших т) и коротких кадрах. Метод CSMA/CD ока-

зывается не универсальным. В данном разделе мы рассмотрим протоколы, кото-

рые решают проблему борьбы за право занять канал, причем делают это даже без

периода конкуренции.

В описываемых далее протоколах предполагается наличие N станций, у каж-

дой из которых есть постоянный уникальный адрес в пределах от 0 до N- 1. То,

что некоторые станции могут часть времени оставаться пассивными, роли не иг-

рает. Также предполагается, что задержка распространения сигнала пренебрежи-

мо мала. Главный вопрос сохраняется: какой станции будет предоставлен канал

после передачи данного кадра? Мы будем по-прежнему использовать модель,

изображенную на рис. 4.5, с ее дискретными интервалами конкуренции.

Протокол битовой карты

В первом протоколе без столкновений, который мы рассмотрим, называющемся

основным методом битовой карты, каждый период конкуренции состоит ровно

из N временных интервалов. Если у станции 0 есть кадр для передачи, она переда-

ет единичный бит во время 0-го интервала. Другим станциям не разрешается пе-

редача в это время. Во время интервала 1 станция 1 также сообщает, есть ли у нее

кадр для передачи, передавая бит 1 или 0. В результате к окончанию интервала N

все Дистанций знают, кто хочет передавать. В этот момент они начинают передачу

в соответствии со своим порядком номеров (рис. 4.6).

Поскольку все знают, чья очередь передавать, столкновений нет. После того

как последняя станция передает свой кадр, что все станции отслеживают, про-

слушивая линию, начинается новый период подачи заявок из N интервалов. Ес-

ли станция переходит в состояние готовности (получает кадр для передачи) сра-

зу после того, как она отказалась от передачи, это значит, что ей не повезло и она

должна ждать следующего цикла. Протоколы, в которых намерение передавать

объявляется всем перед самой передачей, называются протоколами с резерви-

рованием.

8 интервалов

конкуренции

Кадры

2 3

4 6 6 /

8 интервалов

конкуренции

0 12 34567

1 1

Рис. 4.6. Базовый протокол битовой карты

Оценим производительность такого протокола. Для удобства будем измерять

время в однобитовых интервалах периода подачи заявок, при этом кадр данных

состоит из d единиц времени. При слабой загрузке канала бит-карта просто бу-

дет повторяться снова и снова, изредка перемежаясь кадрами.

Рассмотрим эту ситуацию с точки зрения станции с небольшим номером, на-

пример, 0 или 1. Обычно в тот момент, когда у нее возникает потребность в пере-

даче, текущий интервал времени уже находится где-то в середине бит-карты.

В среднем станция будет ждать N/2 интервалов до окончания текущего периода

резервирования и еще N интервалов следующего (своего) периода резервирова-

ния, не считая кадров, передаваемых между двумя этими периодами, прежде чем

она сможет начать передачу.

Перспективы станций с большими номерами более радужны. В среднем вре-

мя ожидания передачи составит половину цикла (N/2 однобитовых интервалов).

Станциям с большими номерами редко приходится ждать следующего цикла.

Поскольку станциям с небольшими номерами приходится ждать в среднем 1,5JV

интервалов, а станциям с большими номерами^— N/2 интервалов, среднее время

ожидания для всех станций составляет N интервалов. При низкой загрузке кана-

ла его производительность легко сосчитать. Накладные расходы на кадр состав-

ляют JV бит, и при длине кадра в d бит эффективность равна d/(N + d).

При сильной загруженности канала, когда все станции хотят что-то передать,

период подачи заявок из N бит чередуется с N кадрами. При этом накладные рас-

ходы на передачу одного кадра составляют всего один бит, а эффективность равна

d/(d +1). Среднее время задержки для кадра будет равно сумме времени ожида-

ния в очереди внутри своей станции и дополнительных N(d + l)/2 однобитовых

интервалов, когда он попадет в начало своей внутренней очереди.

Двоичный обратный отсчет

Недостатком базового протокола бит-карты являются накладные расходы в 1 бит

на станцию. Используя двоичный адрес станции, можно улучшить эффектив-

ность канала. Станция, желающая занять канал, объявляет свой адрес в виде би-

товой строки, начиная со старшего бита. Предполагается, что все адреса станций

имеют одинаковую длину. Биты адреса в каждой позиции логически складыва-

ются (логическое ИЛИ). Мы будем называть этот протокол протоколом с двоич-

306 Глава 4. Подуровень управления доступом к среде

ным обратным отсчетом. Он используется в сети Datakit (Fraser, 1987). Неявно

предполагается, что задержки распространения сигнала пренебрежимо малы, по-

этому станции слышат утверждаемые номера практически мгновенно.

Во избежание конфликтов следует применить правило арбитража: как только

станция с 0 в старшем бите адреса видит, что в суммарном адресе этот 0 заме-

нился единицей, она сдается и ждет следующего цикла. Например, если станции

0010, 0100, 1001 и 1010 конкурируют за канал, то в первом битовом интервале

они передают биты 0, 0, 1 и 1 соответственно. В этом случае суммарный первый

бит адреса будет равен 1. Следовательно, станции с номерами 0010 и 0100 счита-

ются проигравшими, а станции 1001 и 1010 продолжают борьбу.

Следующий бит у обеих оставшихся станций равен 0 — таким образом, обе

продолжают. Третий бит равен 1, поэтому станция 1001 сдается. Победителем

оказывается станция 1010, так как ее адрес наибольший. Выиграв торги, она мо-

жет начать передачу кадра, после чего начнется новый цикл торгов. Схема про-

токола показана на рис. 4.7. Данный метод предполагает, что приоритет станции

напрямую зависит от ее номера. В некоторых случаях такое жесткое правило мо-

жет играть положительную, в некоторых — отрицательную роль.

Однобитовые отсчеты

времени

0 12 3

Протоколы коллективного доступа 307

0 0 10

| 0 1 0 01 0

1 0 0 1| 10 0-

10 10 10 10

Результат 10 10

Станции 0010

и 0100 видят эту

единицу и сдаются

Станция 1001

видит эту единицу

и сдается

Рис. 4.7. Протокол с двоичным обратным отсчетом. Прочерк означает молчание

Эффективность использования канала при этом методе составляет d/(d + g^

Однако можно так хитро выбрать формат кадра, что его первое поле будет содер-

жать адрес отправителя, тогда даже эти logjiV бит не пропадут зря и эффектив-

ность составит 100 %.

Мок (Мок) и Уард (Ward) в 1979 году описали вариант протокола с обратным

отсчетом, в котором использовался параллельный, а не последовательный интер-

фейс. Они также предложили использовать виртуальные номера станций. После

каждой передачи станции, которая успешно послала кадр, присваивается виртуаль-

ный номер 0, тем самым дается возможность захвата канала станциями, которые

молчат слишком долго. Например, если станции С, Я, D, A, G, В, Е, F имели при-

оритеты 7, 6, 5, 4, 3, 2, 1 и 0 соответственно, тогда при успешной передаче стан-

ции D она помещается в конец списка, получая номер 0. Приоритеты старших

станций С и Н остаются неизменными (7 и 6), а приоритеты остальных станций

увеличиваются на 1 (например, приоритет А был 4, а стал 5). Таким образом, на

следующем цикле формируется такой список: С, И, A, G, В, Е, F, D. Теперь станция

D сможет получить доступ к каналу, только если он больше никому не нужен.

Двоичный обратный отсчет является примером простого, элегантного и эф-

фективного протокола, который еще предстоит открыть заново разработчикам

будущих сетей. Хочется надеяться, что когда-нибудь он займет свою нишу в се-

тевых технологиях.

Протоколы с ограниченной конкуренцией

Итак, мы рассмотрели две основные стратегии предоставления доступа к каналу

в кабельных сетях: соревнование, как в CSMA, и бесконфликтные методы. Каж-

дую стратегию можно оценить по двум важным параметрам: времени задержки

при низкой загрузке канала и эффективности канала при большой загрузке. В ус-

ловиях низкой загрузки конфликты (то есть чистая или дискретная системы

ALOHA) предпочтительнее, так как время задержки в таких системах меньше.

По мере роста загруженности канала системы со столкновениями становятся все

менее привлекательными, поскольку возрастают накладные расходы, связанные

с конфликтами. Для бесконфликтных протоколов справедливо обратное. При

низкой нагрузке у них довольно высокое время задержки, но по мере увеличения

нагрузки эффективность использования канала не уменьшается, как у конфликт-

ных протоколов, а наоборот, возрастает.

Очевидно, было бы неплохо объединить лучшие свойства обеих стратегий

и получить протокол, использующий разные стратегии при разной загруженно-

сти канала. Такие протоколы мы будем называть протоколами с ограниченной

конкуренцией. Они в самом деле существуют, и их рассмотрением мы завершим

изучение сетей с опросом носителя.

До сих пор мььрассматривали только симметричные протоколы коллективно-

го доступа, в которых каждая станция пытается получить доступ к каналу с рав-

ной вероятностью р. Интересно, что производительность всей системы может

быть улучшена при использовании асимметричного протокола, в котором стан-

циям назначаются различные вероятности.

Прежде чем приступить к рассмотрению асимметричных протоколов, давайте

кратко рассмотрим производительность в симметричном случае. Предположим,

что k станций борются за доступ к каналу. Вероятность передачи каждой стан-

ции в каждый интервал времени равна р. Вероятность того, что какая-то станция

успешно получит доступ к каналу на данный интервал времени, равна kp(l -рУ'

Чтобы найти оптимальное значение вероятности р, продифференцируем данное

выражение по р, приравняем результат к нулю и решим полученное уравнение

относительно р. В результате мы получим, что наилучшее значение р равно 1/k.

Заменяя в формуле р на 1/k, получаем вероятность успеха при оптимальном зна-

чении р:

Р[успех при оптимальной вероятности р] = —— . (4-4)

308 Глава 4, Подуровень управления доступом к среде

Протоколы коллективного доступа

309

Зависимость этой вероятности от количества готовых станций графически

показана на рис. 4.8. Для небольшого числа станций значение вероятности успе-

ха является неплохим, однако как только количество станций достигает хотя бы

пяти, вероятность снижается почти до асимптотической величины, равной 1/е.

1,0

0,8

0,6

0,4

0,2

0,0

5 10 15

Количество готовых станций

Рис. 4.8. Вероятность получения доступа к каналу в симметричном протоколе

Из рисунка очевидно, что вероятность получения доступа к каналу для ка-

кой-либо станции можно увеличить, только снизив конкуренцию за канал. Этим

занимаются протоколы с ограниченной конкуренцией. Они сначала делят все

станции на группы (необязательно непересекающиеся). Состязаться за интер-

вал 0 разрешается только членам группы 0. Если кто-то из них выигрывает, он

получает канал и передает по нему кадр. Если никто из них не хочет передавать

или происходит столкновение, члены группы 1 состязаются за интервал 1, и т. д.

При соответствующем разбиении на группы конкуренция за каждый интервал

времени уменьшается, что увеличивает вероятность его успешного использова-

ния (см. левую часть графика).

Вопрос в том, как разбивать станции на группы. Прежде чем обсуждать об-

щий случай, рассмотрим несколько частных случаев. В одном из крайних слу-

чаев в каждой группе будет по одной станции. Такое разбиение гарантирует

полное отсутствие конфликтов, так как на каждый интервал времени будет пре-

тендовать только одна станция. Подобные протоколы уже рассматривались ра-

нее (например, протокол с двоичным обратным отсчетом). Еще одним особым

случаем является разбиение на группы, состоящие из двух станций. Вероятность

того, что обе станции одновременно начнут передачу в течение одного интерва-

ла, равна р

, и при малых значениях р этим значением можно пренебречь. По ме-

ре увеличения количества станций в группах вероятность столкновений будет

возрастать, однако длина бит-карты, необходимой чтобы перенумеровать все

группы, будет уменьшаться. Другим предельным случаем будет одна группа,

в которую войдут все станции (то есть дискретная система ALOHA). Нам требу-

ется механизм динамического разбиения станций на группы с небольшим коли-

чеством крупных групп при слабой загруженности канала и большом количестве

мелких групп (может быть, даже состоящих из одной станции каждая), когда за-

груженность канала высока.

Протокол адаптивного прохода по дереву

Одним из простых способов динамического разбиения на группы является алго-

ритм, разработанный во время Второй мировой войны в армии США для провер-

ки солдат на сифилис (Dorfman, 1943). Брался анализ крови у Nсолдат. Часть ка-

ждого образца помещалась в одну общую пробирку. Этот смешанный образец

проверялся на наличие антител. Если антитела не обнаруживались, все солдаты в

данной группе объявлялись здоровыми. В противном же случае группа делилась

пополам, и каждая половина группы проверялась отдельно. Подобный процесс

продолжался до тех пор, пока размер группы не уменьшался до одного солдата.

В компьютерной версии данного алгоритма (Capetanakis, 1979) станции рас-

сматриваются в виде листьев двоичного дерева, как показано на рис. 4.9. В пер-

вом временном интервале состязания за право передачи участвуют все станции.

Если кому-нибудь это удается, то на этом работа

алгоритма заканчивается. Если

же происходит столкновение, то ко второму этапу состязаний допускается толь-

ко половина станций, а именно станции, относящиеся к узлу 2 дерева. Если одна

из станций успешно захватывает канал, то следующее состязание устраивается

для второй половины станций (относящихся к узлу 3 дерева). Если снова проис-

ходит конфликт, то к следующему интервалу времени среди состязающихся ос-

тается уже четверть станций, относящихся к узлу 4.

CD E F G Н

Рис. 4.9. Дерево из восьми станций

Станции

Таким образом, если столкновение происходит во время интервала 0, то все

дерево сканируется на единичную глубину для поиска готовых станций. Каждый

однобитовый слот ассоциируется с определенным узлом дерева. Если происхо-

дит столкновение, поиск продолжается для левого и правого дочерних узлов. Ес-

ли количество станций, претендующих на передачу, равно нулю или единице,

поиск в данном узле дерева прекращается.

При сильной загруженности канала вряд ли стоит начинать поиск готовой

станции с узла 1, поскольку шансов, что всего одна станция из всех будет пре-

тендовать на канал, мало. По той же причине могут быть пропущены также

узлы 2 и 3. А на каком уровне дерева следует начинать опрос в общем случае?

Очевидно, что чем сильнее загруженность канала, тем на более низком уровне

310 Глава 4. Подуровень управления доступом к среде

Протоколы коллективного доступа 311

дерева должен начинаться поиск готовых станций. Будем предполагать, что каж-

дая станция довольно точно может оценить q (количество готовых на данный

момент станций), отслеживая недавний трафик.

Пронумеруем уровни дерева на рис. 4.9 - узел 1 на уровне 0, узлы 2 и 3 на

уровне 1 и т. д. Обратите внимание на то, что каждый узел на уровне i включает

2"' часть от всех станций. Если q готовых станций распределены равномерно, то

ожидаемое их число ниже узла на уровне i равно 2-'q. Интуитивно ясно, что оп-

тимальным уровнем для начала поиска будет тот, на котором среднее число кон-

курирующих в интервале станций равно 1, то есть уровень, на котором 2-'q - 1.

Отсюда i = \og

Были разработаны многочисленные усовершенствования базового алгорит-

ма—в частности, некоторые детали обсуждаются у Бертсекаса (Bertsekas) и Гал-

лагера (Gallager) в издании 1992 года. Например, рассмотрим случай, при кото-

ром передавать хотят только станции G и Я. На узле 1 произойдет конфликт,

поэтому будет проверен узел 2. Он окажется пустым. Узел 3 проверять нет смыс-

ла, так как там гарантированно будет столкновение. (Нам известно, что под уз-

лом 1 находятся 2 или более станций, а так как под узлом 2 нет ни одной стан-

ции, то все они должны быть под узлом 3.) Поэтому проверку узла 3 можно

пропустить и сразу проверить узел 6. Поскольку под узлом 6 ничего не оказа-

лось, то проверку узла 7 также можно пропустить и проверить узел G.

Протоколы множественного доступа

со спектральным разделением

Еще один метод распределения канала заключается в его разбиении на подкана-

лы с помощью частотного, временного или смешанного разделения и динамиче-

ского распределения подканалов по мере необходимости. Подобные схемы часто

применяются в оптоволоконных локальных сетях, при этом возможна одновре-

менная передача по каналу на разных длинах волн (то есть частотах). В данном

разделе мы рассмотрим один такой протокол (Humblet и др., 1992).

Проще всего построить целиком оптическую локальную сеть с помощью ком-

мутатора «пассивная звезда» (см. рис. 2.8). Смысл состоит в том, что два оптиче-

ских волокна от каждой станции вплавляются в стеклянный цилиндр. По одно-

му волокну свет попадает в цилиндр, а по другому он из цилиндра попадает в

другое волокно. Свет, выходящий в цилиндр из одного волокна, освещает весь

цилиндр и попадает во все выходящие из него волокна. Пассивные звезды могут

объединять до нескольких сотен станций.

Для реализации одновременной передачи спектр делится на каналы (диапа-

зоны длин волн), как показано на рис. 2.27. В протоколе WDMA (Wavelength

Division Multiple Access — множественный доступ со спектральным разделени-

ем) каждой станции выделяется два канала. Узкий канал обеспечивает получе-

ние станцией управляющей информации, а широкий канал — передачу данных

станцией.

Каждый канал делится на группы временных интервалов, как показано на

рис. 4.10. Пусть количество интервалов в управляющем канале равно т, а коли-

чество интервалов в канале данных — п+ 1, из которых п интервалов исполь-

зуются для данных, а последний интервал — для сообщения станцией о своем со-

стоянии (главным образом о том, какие интервалы в обоих каналах свободны).

В обоих каналах последовательность интервалов повторяется бесконечно, при

этом интервал 0 помечается специальным образом, чтобы все могли его распо-

знать. Все каналы синхронизируются одними глобальными часами.

т временных интервалов

для управления

Станция

т и i IX i шжпя 11

п + 1 временных интервалов для данных

Управляющий канал В

Канал данных В

Управляющий канал С

Управляющий канал А

используется другими

станциями для

общения с А

Используется

станцией В

для передачи

данных

Канал данных С

Управляющий канал О

Канал данных О

Время •

Рис. 4.10. Множественный доступ со спектральным разделением

Протоколом поддерживаются три класса трафика: 1) ориентированный на

соединение с постоянной скоростью передачи данных, например, несжатое ви-

део; 2) ориентированный на соединение с переменной скоростью передачи дан-

ных, например, передача файлов; 3) дейтаграммный трафик, как, например,

UDP-пакеты. Для двух ориентированных на соединение протоколов идея заклю-

чается в том, что если станция А хочет связаться со станцией В, она сначала

должна вставить кадр CONNECTION REQUEST (запрос на соединение) в свободный ин-

тервал управляющего канала В. Если станция В согласна, связь происходит по

каналу данных А.

У каждой станции есть два передатчика и два приемника.

1. Приемник с фиксированной длиной волны для прослушивания своего управ-

ляющего канала.

2. Передатчик с настраиваемой длиной волны для передачи по управляющему

каналу другой станции.

3. Передатчик с фиксированной длиной волны для передачи кадров данных.

4. Приемник с настраиваемой длиной волны для приема кадров данных.

Другими словами, каждая станция прослушивает свой управляющий канал

для получения запросов, но должна настраиваться на длину волны передатчика

312 Глава 4. Подуровень управления доступом к среде

Протоколы коллективного доступа 313

для получения данных. Настройка длины волны осуществляется с помощью ин-

терферометра Фабри—Перо или Маха—Цандера, отсекающего все длины волн,

которые не входят в требуемый диапазон.

Рассмотрим теперь, как станция А устанавливает канал связи класса 2 со

станцией В, например, для переноса файлов. Сначала станция А настраивает

свой приемник данных на канал данных станции В и ждет интервала состояния.

В этом интервале сообщается, какие управляющие интервалы свободны в дан-

ный момент, а какие заняты. Так, на рис. 4.10 мы видим, что из восьми управ-

ляющих интервалов станции В свободны только интервалы 0, 4 и 5. Остальные

интервалы заняты (помечены крестиками).

Станция А выбирает один из свободных интервалов, например, интервал 4,

и вставляет в него свое сообщение с запросом на связь (CONNECTION REQUEST). По-

скольку станция В постоянно прослушивает свой управляющий канал, она видит

запрос и разрешает установление связи, назначая интервал 4 станции А. Это на-

значение объявляется в интервале состояния управляющего канала. Когда стан-

ция А видит это назначение, она понимает, что односторонняя связь установлена.

Если станция А запрашивала двустороннюю связь, тот же алгоритм повторяется

с той разницей, что теперь станция В запрашивает связь у станции А.

Может случиться так, что станции Л и С одновременно будут пытаться захва-

тить интервал 4 станции В. В этом случае интервал не достанется никому. Обе

станции заметят это, отслеживая интервал состояния в управляющем канале

станции В. После этого станции Аи С подождут в течение случайного интервала

времени и попытаются еще раз.

Таким образом, у каждой станции есть бесконфликтный способ послать дру-

гой станции короткое управляющее сообщение. Чтобы переслать файл, стан-

ция А посылает станции В управляющее сообщение примерно такого содержа-

ния: «Пожалуйста, просмотрите мои выходные данные в интервале 3. Там для

вас есть кадр данных». Получив управляющее сообщение, станция В настраивает

свой приемник на выходной канал станции А, чтобы прочитать информацион-

ный кадр. В зависимости от протокола более высокого уровня, станция В может

использовать тот же самый механизм, чтобы при необходимости послать обрат-

но подтверждение.

Проблема может возникнуть, если станции А к С одновременно соединены со

станцией В и при этом обе вдруг предложат станции В посмотреть в интервал 3.

Станции В придется выбрать случайным способом одну из станций, при этом

другая передача будет потеряна.

Для трафика с постоянной скоростью передачи данных используется одна из

разновидностей этого протокола. Когда станция А просит о предоставлении свя-

зи, она одновременно с запросом говорит нечто такое: «Можно я буду посылать

вам кадр в интервале 3?» Если станция В может принять его (то есть интервал 3

свободен), устанавливается соединение с гарантированной пропускной способ-

ностью. В противном случае станция А может попытаться изменить свое предло-

жение, выбрав другой свободный интервал.

Для трафика третьего типа (дейтаграмма) используется еще один вариант

протокола. Вместо того чтобы вставлять запрос CONNECTION REQUEST в только что

найденный управляющий интервал (4), станция пишет сообщение DATA FOR YOU IN

SLOT 3 («данные для вас в интервале 3»). Если станция В свободна во время сле-

дующего интервала 3, передача будет успешной. В противном случае кадр с дан-

ными теряется. При такой связи соединение не требуется.

Возможно несколько вариантов реализации всего протокола. Например, вме-

сто того чтобы предоставлять каждой станции свой управляющий канал, можно

распределить один управляющий канал между всеми станциями. Каждой стан-

ции предоставляется блок интервалов в каждой группе; таким образом, несколь-

ко виртуальных каналов эффективно мультиплексируются в одном физическом.

Кроме того, для каждой станции можно использовать только один настраи-

ваемый приемник и один настраиваемый передатчик. Для этого каждый канал

станции делится на т управляющих интервалов, за которыми будет следовать

я + 1 информационный интервал. Недостатком такого подхода является то, что

отправителям придется дольше ждать управляющий интервал, и последующие

кадры данных тоже сдвинутся дальше, так как между ними располагаются

управляющие кадры.

Разработано и реализовано множество WDMA-протоколов, различающихся

в деталях. У некоторых один канал управления, у других — несколько. В некото-

рых задержка распространения учитывается, в некоторых — нет. Одни учитыва-

ют время настройки, другие — нет. Протоколы также различаются сложностью

обработки, пропускной способностью и масштабируемостью. Благодаря большо-

му числу используемых частот систему иногда называют DWDM (Dense

Wavelength Division Multiplexing — мультиплексирование по длине волны высо-

кой плотности). Дополнительную информацию см. в (Bogineni и др., 1993; Chen,

1994; Goralski, 2001; Levine and Akyildiz, 1995).

Протоколы беспроводных локальных сетей

С ростом доли переносных компьютеров и средств связи растет и потребность в

их соединении с внешним миром. Даже самые первые мобильные телефоны мог-

ли связываться с другими телефонами. У первых портативных компьютеров та-

кой способности не было, однако вскоре широкое распространение получили мо-

демы. Чтобы перейти в подключенный режим (on-line), компьютер следовало

присоединить к телефонной розетке. Необходимость подключения к фиксиро-

ванной сети означала, что компьютеры были переносными, но не мобильными.

Чтобы называться мобильными, портативные компьютеры должны использо-

вать для связи радио (или инфракрасные волны). В этом случае их владельцы

смогут читать и посылать письма по электронной почте, находясь в автомобиле

или на катере. Систему, состоящую из портативных компьютеров, общающихся

по радио, можно рассматривать как беспроводную локальную сеть — мы уже об-

суждали это в разделе «Беспроводные ЛВС: 802.11». Свойства таких сетей отли-

чаются от свойств обычных локальных сетей, таким сетям требуются специаль-

ные протоколы управления доступом к носителю (MAC). В данном разделе мы

познакомимся с некоторыми из этих протоколов. Подробнее о беспроводных ло-

кальных сетях можно прочитать в (Geier, 2002; О'Нага and Petrick, 1999).